Ringkasan & Terjemahan

Ringkasan & Terjemahan

v1.3.4 Release 26 Desember 2007

Disusun oleh Imam Muiz

1. KATA PENGANTAR

Puji syukur penulis panjatkan Kehadirat Allah SWT yang telah memberikan penulis kesempatan untuk mengarungi dunia ini dan menikmati segala Rahmat serta Karunia-Nya untuk seluruh umat manusia di muka bumi ini. Dan tak lupa penulis curahkan Shalawat dan Salam kepada Nabi besar Muhammad SAW beserta para keluarga dan sahabatnya. Untuk kesempatan kali ini penulis memberikan secercah tulisan, sekiranya dapat bermanfaat dan membantu pembaca dalam mempelajari mata kuliah Sistem Operasi. Namun tidak menutup kemungkinan bilamana tulisan ini jauh dari kesempurnaan dan perlu perbaikan-perbaikan. Penulis mengharapkan sekali sumbangsih dari pembaca untuk memberikan saran dan kritik yang membangun sehingga penulisan selanjutnya akan lebih baik lagi. Demikian apa yang dapat penulis sampaikan dalam bagian pengantar ini, mohon maaf bila banyak terjadi kesalahan-kesalahan yang disengaja atau tidak disengaja. Atas segala perhatiannya penulis ucapkan terima kasih. Wassalam.

Depok, September 2007 Penulis

Persembahan terima kasih kepada: Ibundaku tercinta dan Almarhum Ayahanda yang telah mendidik dan memberikan kasih sayang kepada anak-anaknya tanpa pamrih. Istriku tercinta Marwati, senantiasa menemaniku dalam keadaan suka maupun duka. Anakku tersayang Dzakwan Haidar Rafif, turut membantu ayahnya diwaktu bekerja. Seluruh teman-teman seperjuangan di Laboratorium Sistem Informasi Univ. Gunadarma dan teman-teman di kelas Teknik Komputer (S1) angkatan 1997 Fakultas Ilmu Komputer Univ. Gunadarma.

i

2. DAFTAR ISI

Halaman KATA PENGANTAR ............................................................................................................................................ i DAFTAR ISI ........................................................................................................................................................ii DAFTAR GAMBAR ............................................................................................................................................ vi TINJAUAN SISTEM OPERASI ............................................................................................................................. 8 1.1. Sistem Operasi? ....................................................................................................................................... 8 1.1.1. Sisi Pandang User............................................................................................................................. 8 1.1.2. Sisi Pandang Sistem ......................................................................................................................... 9 1.1.3. Definisi Sistem Operasi .................................................................................................................... 9 1.2. Organisasi Sistem Komputer.................................................................................................................... 9 1.2.1. Operasi Sistem Komputer ................................................................................................................ 9 1.2.2. Struktur Penyimpanan ................................................................................................................... 10 1.2.3. Struktur I/O (Input/Output) ........................................................................................................... 10 1.3. Arsitektur Sistem Komputer ................................................................................................................... 11 1.3.1. Sistem Pemroses Tunggal (Single-Processor Systems) .................................................................. 11 1.3.2. Sistem Pemroses Banyak (Multiprocessor Systems) ...................................................................... 11 1.3.3. Sistem Cluster ................................................................................................................................ 11 1.4. Struktur Sistem Operasi ......................................................................................................................... 11 1.4.1. Pelayanan Sistem Operasi ............................................................................................................. 12 1.4.2. System Calls ................................................................................................................................... 12 1.4.3. System Programs ........................................................................................................................... 13 STRUKTUR SISTEM OPERASI ...........................................................................................................................14 2.1.

Struktur Sederhana ................................................................................................................................ 14

2.2.

Pendekatan Berlapis (Layer Approach).................................................................................................. 14

2.3.

Microkernels .......................................................................................................................................... 15

2.4.

Modular (Modules) ................................................................................................................................ 16

2.5.

Virtual Machine ..................................................................................................................................... 16

2.6.

System Boot ........................................................................................................................................... 17

MANAJEMEN PROSES .....................................................................................................................................21 3.1. Proses .................................................................................................................................................... 21 3.1.1. Status Proses ................................................................................................................................. 21 3.1.2. Process Control Block (PCB)........................................................................................................... 21 3.2. Thread.................................................................................................................................................... 22 3.2.1. Keuntungan Thread ....................................................................................................................... 23 3.2.2. Model Multithreading ................................................................................................................... 23 3.3. Persoalan dalam Thread ........................................................................................................................ 25 3.3.1. System Calls fork() dan exec() ........................................................................................................ 25 3.3.2. Pembatalan Thread ....................................................................................................................... 25 3.3.3. Penanganan Sinyal ......................................................................................................................... 26 3.3.4. Thread Pools .................................................................................................................................. 26

ii

PENJADWALAN CPU........................................................................................................................................28 4.1. Konsep Dasar ......................................................................................................................................... 28 4.1.1. CPU-I/O Burst Cycle ....................................................................................................................... 28 4.1.2. Penjadwalan CPU ........................................................................................................................... 28 4.2.

Kriteria Penjadwalan ............................................................................................................................. 29

4.3. Algoritma Penjadwalan ......................................................................................................................... 30 4.3.1. First-Come First-Served (FCFS) ...................................................................................................... 30 4.3.2. Shortest-Job First (SJF) ................................................................................................................... 31 4.3.3. Penjadwalan dengan Prioritas ....................................................................................................... 32 4.3.4. Round Robin .................................................................................................................................. 32 4.3.5. Antrian Multilevel (Multilevel Queue) ........................................................................................... 33 4.3.6. Multilevel Feedback Queue ........................................................................................................... 34 SINKRONISASI PROSES ....................................................................................................................................36 5.1. Komunikasi Interproses ......................................................................................................................... 36 5.1.1. Sistem Shared-Memory ................................................................................................................. 37 5.1.2. Sistem Message-Passing ................................................................................................................ 37 5.2. Sinkronisasi ............................................................................................................................................ 39 5.2.1. Solusi Algoritma I ........................................................................................................................... 41 5.2.2. Solusi Algoritma II .......................................................................................................................... 42 5.2.3. Solusi Peterson’s/Algoritma III ...................................................................................................... 43 5.2.4. Solusi Banyak Proses...................................................................................................................... 46 5.2.5. Sinkronisasi Perangkat Keras ......................................................................................................... 46 5.2.6. Instruksi Atomik ............................................................................................................................. 48 5.3.

Semaphore............................................................................................................................................. 49

5.4.

Transaksi Atomik ................................................................................................................................... 52

5.5. Masalah Umum Sinkronisasi ................................................................................................................. 52 5.5.1. Bounded Buffer ............................................................................................................................. 52 5.5.2. Readers/Writers ............................................................................................................................ 56 5.5.3. Makan Malam Para Philosoper...................................................................................................... 60 5.6.

Critical Region ........................................................................................................................................ 62

5.7.

Monitor .................................................................................................................................................. 61

DEADLOCK ......................................................................................................................................................63 6.1.

Diagram Graf ......................................................................................................................................... 64

6.2. Solusi Penanggulangan Deadlock .......................................................................................................... 66 6.2.1. Mengabaikan Masalah Deadlock ................................................................................................... 67 6.2.2. Mendeteksi dan Memperbaiki ...................................................................................................... 67 6.3. Menghindari Deadlock .......................................................................................................................... 68 6.3.1. Status Aman................................................................................................................................... 68 6.3.2. Algoritma Banker ........................................................................................................................... 69 6.3.3. Algoritma Aman (Safety) ............................................................................................................... 69 6.3.4. Algoritma Resource-Request ......................................................................................................... 70 6.4. Mendeteksi Deadlock ............................................................................................................................ 71 6.4.1. Instansi Tunggal Tipe Resource ..................................................................................................... 71 6.4.2. Beberapa Instansi Tipe Resource................................................................................................... 72 MANAJEMEN MEMORI ...................................................................................................................................74 7.1.

Address Binding ..................................................................................................................................... 74

7.2.

Pengalamatan Logika dan Fisik ............................................................................................................. 75

7.3.

Pemanggilan Dinamis (Dynamic Loading) ............................................................................................. 75 iii

7.4.

Link Dinamis (Dynamic Linking) ............................................................................................................. 76

7.5.

Overlays ................................................................................................................................................. 76

7.6.

Swapping ............................................................................................................................................... 77

7.7.

Proteksi Memori .................................................................................................................................... 79

7.8. Alokasi Memori Berkesinambungan ...................................................................................................... 80 7.8.1. Sistem partisi banyak ..................................................................................................................... 80 7.8.2. Fragmentasi ................................................................................................................................... 81 7.9. Penghalaman Memori ........................................................................................................................... 82 7.9.1. Metode Dasar ................................................................................................................................ 83 7.9.2. Dukungan Perangkat Keras ............................................................................................................ 84 7.9.3. Proteksi Memori ............................................................................................................................ 85 7.9.4. Tabel Halaman ............................................................................................................................... 85 7.9.5. Pemberian Halaman Secara Meningkat ........................................................................................ 87 7.9.6. Tabel Halaman secara Hashed ....................................................................................................... 88 7.9.7. Tabel Halaman secara inverted ..................................................................................................... 88 7.9.8. Berbagi Halaman (Share) ............................................................................................................... 89 7.10. Segmentasi ........................................................................................................................................ 90 7.10.1. Segmentasi Perangkat Keras ......................................................................................................... 90 7.10.2. Keuntungan Segmentasi ................................................................................................................ 91 7.10.3. Penggunaan Segmentasi pada Pentium ........................................................................................ 92 7.10.4. Segmentasi pada Linux .................................................................................................................. 94 VIRTUAL MEMORI ...........................................................................................................................................95 8.1. Demand Paging ..................................................................................................................................... 96 8.1.1. Penanganan Kesalahan Halaman .................................................................................................. 97 8.1.2. Kelebihan/Kekurangan .................................................................................................................. 98 8.1.3. Kinerja Demand paging.................................................................................................................. 98 8.1.4. Persyaratan Perangkat Keras ......................................................................................................... 99 8.2. Creation Process .................................................................................................................................. 100 8.2.1. Copy-On-Write (Cow) .................................................................................................................. 100 8.3. Page Replacement ............................................................................................................................... 103 8.3.1. Algoritma FIFO (First In First Out) ................................................................................................ 105 8.3.2. Algoritma Optimal ....................................................................................................................... 105 8.3.3. Algoritma Least Recenly Used (LRU)............................................................................................ 106 8.3.4. Algoritma Perkiraan LRU.............................................................................................................. 106 8.3.5. Algoritma Counting ...................................................................................................................... 108 8.3.6. Algoritma NRU (Not Recently Used) ............................................................................................ 108 8.3.7. Algoritma Page Buffering ............................................................................................................. 108 8.4. Pengalokasian Frame .......................................................................................................................... 108 8.4.1. Membatasi Efek Thrashing .......................................................................................................... 111 8.4.2. Prepaging ..................................................................................................................................... 112 8.4.3. Ukuran Halaman .......................................................................................................................... 113 8.4.4. Jangkauan TLB ............................................................................................................................. 114 8.4.5. Tabel Halaman yang Dibalik ........................................................................................................ 114 8.4.6. Struktur Program ......................................................................................................................... 114 8.4.7. Interlock I/O ................................................................................................................................. 114 8.4.8. Pemrosesan Waktu Nyata ........................................................................................................... 115 8.4.9. Keluarga Windows NT ................................................................................................................. 115 8.4.10. Solaris 2 ....................................................................................................................................... 115 8.5. Manajemen Memori Linux................................................................................................................... 116 8.5.1. Manajemen Memori Fisik ............................................................................................................ 116 8.5.2. Memori Virtual ............................................................................................................................ 118 8.5.3. Demand Paging ............................................................................................................................ 119 8.5.4. Swaping ....................................................................................................................................... 120 iv

8.5.5. 8.5.6. 8.5.7. 8.5.8.

Pengaksesan Memori Virtual Bersama ........................................................................................ 121 Efisiensi ........................................................................................................................................ 121 Load dan Eksekusi Program ......................................................................................................... 121 Static dan Dynamic Linking .......................................................................................................... 122

v

3. DAFTAR GAMBAR Halaman Gambar 1.1 Empat komponen sistem komputer.............................................................................................. 8 Gambar 1.2 Sistem komputer modern ............................................................................................................. 9 Gambar 1.3 Hirarki media penyimpan ............................................................................................................10 Gambar 1.4 Contoh bagaimana system calls digunakan..................................................................................12 Gambar 1.5 API untuk membaca file ...............................................................................................................13 Gambar 2.1 Struktur Lapisan MS-DOS.............................................................................................................14 Gambar 2.2 Lapisan Sistem Operasi ................................................................................................................15 Gambar 2.3 Solaris loadable modules .............................................................................................................16 Gambar 2.4 (a) Non virtual machine (b) Virtual machine ................................................................................16 Gambar 2.5 Arsitektur Virtual Machine ..........................................................................................................17 Gambar 3.1 Diagram status proses .................................................................................................................21 Gambar 3.2 Diagram yang menggambarkan penukaran dari proses ke proses oleh CPU ................................22 Gambar 3.3 Proses single-threaded dan multi-threaded .................................................................................23 Gambar 3.4 Model Many-to-One ....................................................................................................................24 Gambar 3.5 Model One-to-One ......................................................................................................................24 Gambar 3.6 Model Many-to-Many .................................................................................................................25 Gambar 4.1 Urutan pergantian CPU Burst dengan I/O Burst ...........................................................................28 Gambar 4.2 Tipe-tipe penjadwalan .................................................................................................................29 Gambar 4.3 Penjadwalan multilevel queue ....................................................................................................33 Gambar 4.4 Antrian multilevel feedback ........................................................................................................34 Gambar 5.1 Model komunikasi (a) Message Passing (b) Shared Memory .......................................................36 Gambar 5.2 Makan malam para philosoper ....................................................................................................60 Gambar 5.3 Schematic view monitor ..............................................................................................................62 Gambar 5.4 Monitor dengan variabel-variabel kondisi ...................................................................................62 Gambar 6.1 Terjadinya deadlock pada jembatan penyebrangan ....................................................................63 Gambar 6.2 Deadlock terjadi pada persimpangan jalan ..................................................................................63 Gambar 6.3 Graph pengalokasian sumber daya ..............................................................................................65 Gambar 6.4 Pengalokasian sumber daya dengan terjadinya deadlock ............................................................66 Gambar 6.5 Graph alokasi sumber daya dengan cyle (no deadlock) ...............................................................66 Gambar 6.6 Status Aman, Tidak Aman dan Deadlock .....................................................................................68 Gambar 6.7 (a) Graph Pengalokasian Resource (b) Korespondansi graph wait-for..........................................71 Gambar 7.1 Multistep processing dari program user ......................................................................................74 Gambar 7.2 Relokasi dinamis menggunakan register relokasi ........................................................................75 Gambar 7.3 Overlay untuk 2-pass assembler ..................................................................................................77 Gambar 7.4 Skema view dari Swapping ..........................................................................................................78 Gambar 7.5 Dukungan perangkat keras untuk relokasi dan pembatasan register-register .............................80 Gambar 7.6 Alokasi memori partisi banyak ....................................................................................................81 Gambar 7.7 Penghalaman dengan perangkat keras ........................................................................................83 Gambar 7.8 Model penghalaman memori logik dan fisik ................................................................................84 Gambar 7.9 Contoh penghalaman untuk memori 32-bit dengan 4 byte per halaman .....................................84 Gambar 7.10 Penghalaman perangkat keras dengan TLB ...............................................................................86 Gambar 7.11 Skema tabel halaman dua tingkat..............................................................................................86 Gambar 7.12 Tabel halaman secara bertingkat ...............................................................................................87 Gambar 7.13 Penghalaman hirarki..................................................................................................................87 Gambar 7.14 Hashed page tables....................................................................................................................88 Gambar 7.15 Tabel halaman secara inverted ..................................................................................................88 Gambar 7.16 Inverted page tables ..................................................................................................................89 Gambar 7.17 Berbagi halaman........................................................................................................................89 Gambar 7.18 Share page .................................................................................................................................90 Gambar 7.19 Sisi pandang program oleh pengguna ........................................................................................90 Gambar 7.20 Arsitektur segmentasi perangkat keras......................................................................................91 Gambar 7.21 Segmentasi ................................................................................................................................91 Gambar 7.22 Segmentasi dengan pemberian halaman ...................................................................................92 vi

Gambar 7.23 Segmentasi dengan pemberian halaman (INTEL 30386) ............................................................93 Gambar 7.24 Selector .....................................................................................................................................93 Gambar 7.25 Segmentasi Intel Pentium ..........................................................................................................93 Gambar 8.1 Memori virtual lebih besar ukurannya dari memori fisik ............................................................95 Gambar 8.2 Tabel halaman untuk skema bit valid dan tidak valid ..................................................................96 Gambar 8.3 Gambaran pada saat penanganan kesalahan halaman ................................................................97 Gambar 8.4 Sebelum proses 1 memodifikasi page C .....................................................................................100 Gambar 8.5 Sesudah proses 1 memodifikasi page C .....................................................................................101 Gambar 8.6 MMF pada win32 API ................................................................................................................103 Gambar 8.7 Kebutuhan untuk page replacement .........................................................................................103 Gambar 8.8 Page Replacement .....................................................................................................................104 Gambar 8.9 FIFO Page Replacement .............................................................................................................105 Gambar 8.10 Optimal Page Replacement .....................................................................................................105 Gambar 8.11 LRU Page Replacement ............................................................................................................106 Gambar 8.12 Frekuensi kesalahan halaman .................................................................................................112 Gambar 8.13 Pembagian zona memori pada Intel x86 ..................................................................................116 Gambar 8.14 Contoh skema alokasi memori dengan algoritma Buddy ........................................................117 Gambar 8.15 Contoh skema alokasi slab di GNU/Linux .................................................................................118 Gambar 8.16 Pemetaan memori vritual ke memori fisik ...............................................................................119 Gambar 8.17 Skema algoritma clock .............................................................................................................120 Gambar 8.18 Struktur format ELF .................................................................................................................122

vii

Imam Muiz. Konsep Sistem Operasi. Copyright © 2007 Mangosoft All rights reserved +Created: 02/09/2007 Version 1.3.4 #Release: 26/12/2007

8

1. TINJAUAN SISTEM OPERASI

1.1.

Sistem Operasi?

Sebelum membahas sistem operasi, terlebih dahulu akan dibahas tentang sistem komputer. Sistem komputer dapat dibagi menjadi empat komponen, yaitu: 1. Hardware – Menyediakan sumber daya dasar komputer. Misalnya CPU, Memori, I/O Device... 2. Sistem Operasi – Mengontrol dan mengkoordinasi penggunaan hardware diantara berbagai aplilkasi dan user. 3. Program-program aplikasi – Mendefinisikan cara dimana sumber daya sistem digunakan untuk memecahkan masalah penghitungan (computing) user. Contohnya Word Processors, sistem database, Compilers... 4. User-user – Manusia, Mesin atau komputer lain.

Gambar 1.1 Empat komponen sistem komputer Untuk lebih memahami tentang sistem operasi, di bawah ini akan dibahas sisi pandang user dan sistem terhadap sistem operasi.

1.1.1. Sisi Pandang User User adalah orang yang duduk didepan komputer, melihat monitor, mengoperasikan keyboard, mouse dan sistem. Dalam hal ini sistem operasi didesain untuk user dapat memonopoli sumber daya komputer dengan tujuan memaksimalkan pekerjaan serta meningkatkan kinerja user dan mudah untuk digunakan. Dalam kasus lain seorang user duduk di depan terminal sedangkan user lain berada di terminal yang berbeda. Setiap terminal tersebut terhubung dengan satu komputer mainframe atau minicomputer. Sehingga user-user ini saling berbagi sumber daya dari satu komputer tersebut. Dalam hal ini sistem operasi didesain untuk dapat memaksimalkan penggunaan sumber daya (resource) dan menjamin CPU, memori dan peralatan I/O yang tersedia digunakan lebih efisien dan tidak ada seorang pengguna melebihi dari yang sebaiknya digunakan.


9

1.1.2. Sisi Pandang Sistem Sistem operasi adalah pengalokasi sumber daya (resource) yang menjadi pengatur dalam pembagian pelayanan sumber daya sehingga tidak terjadi konflik diantaranya. Sistem operasi juga harus memutuskan bagaimana mengalokasikan spesifikasi program dan user sehingga mereka dapat mengoperasikan komputer lebih efisien dan baik. Sistem operasi adalah pengontrol program yang mengatur eksekusi program untuk mencegah terjadinya kesalahan dan ketidaklayakan penggunaan komputer.

1.1.3. Definisi Sistem Operasi Sistem Operasi muncul dengan alasan sebagai cara agar sistem penghitungan (computing) lebih berdaya guna. Tujuan dasar dari sistem komputer adalah meng-eksekusi program dan memecahkan permasalahan user lebih mudah. Definisi umum lain dari sistem operasi adalah suatu program yang berjalan setiap waktu dalam komputer (disebut kernel) dengan semua program sistem dan aplikasinya.

1.2.

Organisasi Sistem Komputer

1.2.1. Operasi Sistem Komputer Sistem komputer modern terdiri dari satu atau lebih CPU dan sejumlah device controller yang terhubung melalui BUS dan menyediakan akses berbagi memori (shared memory). CPU dan semua device controller berjalan secara bersamaan sehingga dapat menimbulkan persaingan penggunaan memori. Untuk menjamin berbagi memori secara berurutan, pengontrol memori menyediakan fungsi akses sinkronisasi ke memori.

Gambar 1.2 Sistem komputer modern

Pada saat komputer dinyalakan, komputer melakukan inisialisasi oleh program (bootstrap) yang tersimpan dalam ROM (Read Only Memory) atau EEPROM (Electrically Erasable Programable Read Only memory) yang biasa disebut firmware melalui perangkat keras komputer. Proses ini menginisialisasi semua aspek sistem, dari register-register CPU ke pengontrol peralatan (device controller) lalu ke pengontrol memori (memory controller). Program bootstrap harus mengetahui bagaimana meload sistem operasi dan meng-eksekusi sistem tersebut. Untuk mengerjakan tujuan ini, bootstrap harus melokasikan dan me-load kernel sistem operasi ke memori kemudian meng-eksekusi proses pertama (init) dan menunggu event-event yang akan terjadi. Kejadian-kejadian (events) biasanya disinyalkan oleh sebuah interupsi (interrupt) yang berasal dari perangkat keras (hardware) atau perangkat lunak (software). Hardware dapat memicu interrupt setiap saat dengan mengirim sinyal ke CPU, biasanya melalui system bus. Sedangkan software memicu interrupt dengan meng-eksekusi operasi khusus (system call atau monitor call).


10

Ketika CPU ter-interrupt, CPU menghentikan proses yang dilakukan dan secara langsung mengeksekusi ke lokasi yang ditentukan, kemudian akan kembali ke proses semula jika proses interupsi sudah diselesaikan.

1.2.2. Struktur Penyimpanan Program-program komputer harus tersimpan ke dalam memori utama (RAM Random Access Memory) untuk dieksekusi. CPU secara otomatis akan memanggil intruksi-intruksi dari memori utama untuk dieksekusi. Kelemahan dari memori utama adalah sebagai berikut: a. memori utama umumnya terlalu kecil untuk memuat semua data dan program secara permanen b. memori utama merupakan media penyimpan volatile ( kehilangan data ketika komputer dimatikan). Untuk mengatasi kelemahan tersebut, sistem komputer menyediakan media penyimpan sekunder (secondary storage) misalnya Magnetic Disk, Tape dan media lainnya.

Gambar 1.3 Hirarki media penyimpan

1.2.3. Struktur I/O (Input/Output) Umumnya sistem operasi mempunyai device driver untuk setiap device controller. Dalam memulai pengoperasian I/O, device driver me-load register yang tepat melalui device controller. Kemudian device controller memeriksa isi dari register tersebut untuk menentukan jenis aksi apa yang harus dilakukan (contoh pembacaan karakter dari keyboard). Controller mulai mentransfer data dari peralatan ke buffer lokal. Ketika selesai mentransfer, controller memberitahukan kepada device driver bahwa pekerjaan telah selesai melalui interrupt. Device driver kemudian mengembalikan pengontrolan ke sistem operasi atau mengirimkan informasi status. Dalam format ini operasi interrupt driven I/O hanya melakukan transfer data dengan jumlah yang kecil, bila terjadi pemindahan data yang besar akan terjadi overhead. Solusi masalah dapat dipecahkan melalui penggunaan DMA (Direct Memory Access). Sesudah setting up buffer-buffer, pointer dan penghitung I/O device, device controller mentransfer sejumlah blok data secara langsung ke/dari buffer penyimpannya ke memori tanpa campur tangan CPU. Hanya satu interrupt dibangkitkan per blok, untuk memberitahukan device driver bahwa operasinya selesai, daripada satu interrupt per byte


11

dibangkitkan pada peralatan dengan kecepatan rendah. Sementara controller melakukan operasinya, CPU dapat mengerjakan proses yang lain.

1.3.

Arsitektur Sistem Komputer

1.3.1. Sistem Pemroses Tunggal (Single-Processor Systems) Dalam sistem ini hanya ada satu CPU yang mengeksekusi kumpulan instruksi termasuk instruksi dari user. Hampir semua sistem mempunyai pemroses khusus, contohnya Disk, Keyboard dan pengontrol graphic. Semua pemroses khusus ini menjalankan kumpulan instruksi yang terbatas dan tidak menjalankan proses-proses user dan diatur oleh sistem operasi.

1.3.2. Sistem Pemroses Banyak (Multiprocessor Systems) Sistem Multiprocessor (parallel systems) mempunyai dua atau lebih processor dalam komunikasi tertutup, berbagi pakai computer bus, clock, memory dan peripheral device. Tiga keuntungan utama penggunaan sistem multiprocessor, yaitu: a. Increased thorughput. Dengan menambah sejumlah pemroses diharapkan akan mempercepat selesainya pekerjaan. b. Economy of scale. Multiprocessors dapat menghemat biaya daripada multiple single-processor systems, karena dapat berbagi pakai peripheral lain, media penyimpan dan power supply. c. Increased reliability. Jika beberapa fungsi didistribusikan diantara beberapa pemroses, kemudian ada fungsi yang gagal tidak akan menyebabkan keseluruhan sistem mati, kemungkinan hanya menjadi lambat. Ada dua tipe sistem multiprocessor yang digunakan, yaitu: a. Asymmetric multiprocessing, dimana tiap pemroses diberikan tugas khusus. Pemroses utama mengendalikan sistem, sedangkan pemroses lain menjalankan perintah dari pemroses utama. b. Symmetric multiprocessing (SMP), dimana setiap pemroses melakukan semua tugas melalui sistem operasi dan semua pemroses berderajat sama.

1.3.3. Sistem Cluster Sistem cluster hampir sama dengan sistem multiprocessor, perbedaannya adalah sistem cluster mengkomposisikan satu atau lebih sistem individu yang dipasangkan bersama. Biasanya sistem ini berbagi pakai sumber daya melalui jaringan lokal (LAN). Sistem Cluster biasanya menyediakan pelayanan high-availibilty, yaitu pelayanan tetap diteruskan walaupun ada beberapa sistem yang gagal. Struktur Cluster dapat terdiri asimetris atau simetris. Dalam struktur asimetris, satu mesin berada pada kondisi hot-standby mode (hanya memonitor server yang aktif, jika ada server yang gagal, hotstandby host akan menggantikannya) sedangkan yang lain menjalankan aplikasi. Dalam struktur simetris semua mesin (host) menjalankan aplikasi dan saling memonitor satu sama lainnya. Format lain adalah cluster paralel dan clustering melalui WAN (Wide Area Network). Cluster Paralel mengijinkan banyak host untuk mengakses data yang sama dalam shared storage.

1.4.

Struktur Sistem Operasi

Sistem operasi menyediakan lingkungan dimana program dapat dieksekusi. Salah terpenting sistem operasi adalah kemampuan untuk melakukan multiprogramming.

satu aspek

Multiprogramming meningkatkan pemanfaatkan CPU dengan mengorganisir job (kode atau data) sehingga CPU selalu mempunyai satu job untuk diproses (mengurangi idle). Sistem multiprograming menyediakan lingkungan dimana bermacam sumber daya (CPU, memori dan peralatan lain) digunakan lebih efektif tetapi tidak menyediakan interaksi user terhadap sistem komputer. Time sharing (multitasking) adalah perluasan logical dari multiprogramming. Dalam sistem ini CPU meng-eksekusi banyak job dengan me-switch diantaranya, tetapi switch tersebut dilakukan sesering mungkin, sehingga user dapat berinteraksi pada setiap program selagi berjalan.


12

Contohnya ketika ada suatu aplikasi (video render) sedang diproses, user dapat melakukan pekerjaan lain misalnya mengetik dokumen di aplikasi word processor.

1.4.1. Pelayanan Sistem Operasi Pelayanan sistem operasi menyediakan beberapa fungsi yang sangat membantu user, yaitu: a. User Interface. Bentuk-bentuk user interface yang umum digunakan adalah Command Line Interface (CLI) dimana menggunakan perintah dalam bentuk teks dan sebuah metode untuk memasukinya, Batch Interface dimana perintah dan directive pengontrolnya dimasukan ke dalam satu file yang akan dieksekusi, Graphical User Interface (GUI) dimana interface ini berbentuk grafik. b. Program Execution. Sistem harus dapat memanggil program ke memori dan menjalankannya. c. I/O Operation. Program harus dapat mengatur piranti masukan atau keluaran. d. File-System Manipulation. Program dapat melakukan baca/tulis, pengubahan dan penghapusan file. e. Communications. Suatu proses terkadang memerlukan informasi dari proses yang lainnya. Komunikasi dapat dilakukan melalui satu mesin komputer atau mesin komputer lain melalui jaringan komunikasi. f. Error Detection. Sistem Operasi mampu melakukan deteksi kesalahan yang disebabkan oleh perangkat keras maupun perangkat lunak serta mampu menanganinya. Beberapa fungsi-fungsi yang mengefisiensikan fungsi lain, antara lain: g. Resource allocation. Dimana beberapa user dan beberapa job berjalan bersama, sumber daya harus dialokasikan untuk setiap mereka. h. Accounting. Menjaga jalur dimana user menggunakan berapa dan apa jenis sumber daya komputer tersebut. i. Protection and Security. Perlindungan sangat diperlukan sistem dari berbagai gangguan yang berasal di luar maupun di dalam sistem tersebut. Layanan tersebut dapat berupa login dan password.

1.4.2. System Calls System Calls menyediakan interface pelayanan-pelayanan yang disediakan oleh sistem operasi, umumnya sebagai rutin-rutin yang ditulis dengan bahasa C atau C++, atau beberapa tugas yang mengakses hardware secara langsung menggunakan bahasa rakitan. Biasanya programmer lebih memilih Application Programming Interface (API) dibandingkan dengan low level programming.

Gambar 1.4 Contoh bagaimana system calls digunakan Win32 API function readfile-> fungsi untuk membaca file.


13

Gambar 1.5 API untuk membaca file Ada lima jenis system calls utama, yaitu: a. Process control merupakan system calls yang mengendalikan proses-proses yang berjalan. b. File manipulation adalah kumpulan system calls yang bertugas untuk melakukan manipulasi file seperti pembacaan, penulisan, penghapusan dan pengubahan. c. Device manipulation adalah system calls yang mengatur penggunaan peralatan-peralatan yang terhubung pada mesin tersebut. d. Information maintenance. System calls yang menghubungkan user dengan sistem operasi dalam hal berbagi informasi. e. Communications. Ada dua model komunikasi yaitu pertukaran informasi dilakukan melalui fasilitas komunikasi antar proses yang disediakan oleh sistem operasi (Message-Passing) dan pertukaran dengan menggunakan memori (shared-memory).

1.4.3. System Programs System programs menyediakan lingkungan yang tepat untuk pengembangan program dan eksekusi. System ini dapat dibagi menjadi: a. File manipulation. Sistem dapat membuat, menghapus dan mengubah nama file serta mengatur file dan direktori. b. Status information. Sistem menyediakan informasi yang dibutuhkan program, contohnya waktu, jumlah device, ukuran media penyimpan dan sebagainya. c. File modification. Sistem dapat memodifikasi dan mengubah isi berkas. d. Programming language support. Sistem mendukung bahasa pemrograman. e. Program loading and execution. Program me-load dan mengeksekusi program yang akan dijalankan. f. Communications. Sistem menyediakan komunikasi antar user, proses dan sistem kompouter yang berbeda. g. Application programs. Sistem dapat mendukung aplikasi-aplikasi yang dibutuhkan user. Kebanyakan user melihat sistem operasi yang didefinisikan oleh system programs, bukan system calls aktual. Referensi: [Silberschantz2005] Abraham Silberschantz, Peter Baer Galvin & Greg Gagne. 2005. Operating System Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Son [MDGR2006] Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR). 2006. Pengantar Sistem Operasi Komputer Plus Illustrasi Kernel Linux. http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/. Diakses 31 Agustus 2007


14

2. STRUKTUR SISTEM OPERASI Pendekatan yang umum suatu sistem yang besar dan kompleks adalah dengan memecah tugastugas (task) ke bentuk komponen-komponen kecil dibandingkan dalam bentuk sistem tunggal (monolithic). Komponen-komponen tersebut akan akan di bahas pada bagian berikut ini.

2.1.

Struktur Sederhana

Banyak sistem operasi komersial yang tidak terstruktur dengan baik. Kemudian sistem operasi dimulai dari yang terkecil, sederhana dan terbatas lalu berkembang dengan ruang lingkup originalnya. Contoh dari sistem operasi ini adalah MS-DOS dan UNIX. MS-DOS merupakan sistem operasi yang menyediakan fungsional dalam ruang yang sedikit sehingga tidak dibagi menjadi beberapa modul, sedangkan UNIX menggunakan struktur monolitik dimana prosedur dapat saling dipanggil oleh prosedur lain di sistem bila diperlukan dan kernel berisi semua layanan yang disediakan sistem operasi untuk pengguna [Bambang2002]. Inisialisasi-nya terbatas pada fungsional perangkat keras yang terbagi menjadi dua bagian yaitu kernel dan sistem program. Kernel terbagi menjadi serangkaian interface dan device driver dan menyediakan sistem file, penjadwalan CPU, manajemen memori, dan fungsi-fungsi sistem operasi lainnya melalui system calls.

Gambar 2.1 Struktur Lapisan MS-DOS Kelemahan struktur monolitik adalah: • Pengujian dan penghilangan kesalahan sulit karena tidak dapat dipisahkan dan dialokasikan • Sulit dalam menyediakan fasilitas pengamanan • Merupakan pemborosan memori bila setiap komputer harus menjalan kernel monolitik, karena semua layanan tersimpan dalam bentuk tunggal sedangkan tidak semua layanan diperlukan. • Kesalahahan sebagian fungsi menyebabkan sistem tidak berfungsi. Keuntungan struktur monolitik adalah layanan dapat dilakukan dengan cepat karena terdapat dalam satu ruang.

2.2.

Pendekatan Berlapis (Layer Approach)

Sistem operasi dibagi menjadi beberapa lapisan. Lapisan terbawah (layer 0) adalah hardware dan yang tertinggi (layer N) adalah user interface. Lapisan N memberi layanan untuk lapisan N+1 sedangkan proses-proses di lapisan N dapat meminta layanan lapisan N-1 untuk membangun layanan lapisan N+1. Lapisan N dapat meminta layanan lapisan N-1 namun lapisan N tidak dapat meminta layanan lapisan N+1. Masing-masing berjalan pada lapisannya sendiri.


15

Gambar 2.2 Lapisan Sistem Operasi [MDGR2006] Menurut Tanenbaum dan Woodhull, sistem terlapis terdiri dari enam lapisan, yaitu:

• • • • • •

Lapisan 0. Mengatur alokasi prosesor, pertukaran antar proses ketika interupsi terjadi atau waktu habis dan lapisan ini mendukung dasar multi-programming pada CPU. Lapisan 1. Mengalokasikan ruang untuk proses di memori utama dan pada 512 kilo word drum yang digunakan untuk menahan bagian proses ketika tidak ada ruang di memori utama. Lapisan 2. Menangani komunikasi antara masing-masing proses dan operator console. Lapisan ini masing-masing proses secara efektif memiliki operator console sendiri. Lapisan 3. Mengatur peranti I/O dan menampung informasi yang mengalir dari/ke proses tersebut. Lapisan 4. Tempat program pengguna. Pengguna tidak perlu memikirkan tentang proses, memori, console, atau manajemen I/O. Lapisan 5. Merupakan operator sistem.

Contoh sistem operasi yang menggunakan pendekatan berlapis adalah THE yang dibuat oleh Djikstra dan mahasiswa-mahasiswanya, serta sistem operasi MULTICS. [Bambang2002] Kelemahan struktur ini adalah fungsi-fungsi sistem operasi harus diberikan ke tiap lapisan secara hati-hati. Sedangkan keunggulannya adalah memeliki semua kelebihan rancangan modular, yaitu sistem dibagi menjadi beberapa modul dan tiap modul dirancang secara independen. Tiap lapisan dapat dirancang, dikode dan diuji secara independen. Pendekatan berlapis menyederhanakan rancangan, spesifikasi dan implementasi sistem operasi.

2.3.

Microkernels

Metode struktur ini adalah menghilangkan komponen-komponen yang tidak diperlukan dari kernel dan mengimplementasikannya sebagai sistem dan program-program level user. Hal ini akan menghasilkan kernel yang kecil. Fungsi utama dari jenis ini adalah menyediakan fasilitas komunikasi antara program client dan bermacam pelayanan yang berjalan pada ruang user. Contoh sistem operasi yang menggunakan metode ini adalah TRU64 UNIX, MacOSX dan QNX Keuntungan dari kernel ini adalah kemudahan dalam memperluas sistem operasi, mudah untuk diubah ke bentuk arsitektur baru, kode yang kecil dan lebih aman. Kelemahannya adalah kinerja akan berkurang selagi bertambahnya fungsi-fungsi yang digunakan.


2.4.

16

Modular (Modules)

Kernel mempunyai kumpulan komponen-komponen inti dan secara dinamis terhubung pada penambahan layanan selama waktu boot atau waktu berjalan. Sehingga strateginya menggunakan pemanggilan modul secara dinamis (Loadable Kernel Modules). Umumnya sudah diimplementasikan oleh sistem operasi modern seperti Solaris, Linux dan MacOSX.

Gambar 2.3 Solaris loadable modules Sistem Operasi Apple Macintosh Mac OS X menggunakan struktur hybrid. Strukturnya menggunakan teknik berlapis dan satu lapisan diantaranya menggunakan Mach microkernel.

2.5.

Virtual Machine

Dalam struktur ini user seakan-akan mempunyai seluruh komputer dengan simulasi atas pemroses yang digunakan. Sistem operasi melakukan simulasi mesin nyata yang digunakan user, mesin virtual ini merupakan tiruan seratus persen atas mesin nyata [Bambang2002].

Gambar 2.4 (a) Non virtual machine (b) Virtual machine Teknologi ini awalnya digunakan pada IBM S/370. VM/370 menyediakan mesin virtual untuk tiap user dengan membuat mesin virtual baru pada saat user tersebut melakukan log sistem. Kemudian teknik ini berkembang menjadi operating system emulator sehingga sistem operasi dapat menjalankan aplikasi-aplikasi untuk sistem operasi lain. Contoh dari pengembangan itu adalah sebagai berikut: • Sistem operasi MS-Windows NT dapat menjalankan aplikasi untuk MS-DOS, OS/2 mode teks dan aplikasi WIN16.


• • •

17

IBM mengembangkan WABI untuk meng-emulasikan Win32 API sehingga sistem operasi yang menjalankan WABI dapat menjalankan aplikasi-aplikasi untuk MS-Windows. Para pengembang Linux membuat DOSEMU untuk menjalankan aplikas-aplikasi DOS pada sistem operasi Linux, WINE untuk menjalankan aplikasi-aplikasi MS-Windows. VMWare merupakan aplikasi komersial yang meng-abstraksikan perangkat keras intel 80x86 menjadi virtual mesin dan dapat menjalan beberapa sistem operasi lain (guest operating system) di dalam sistem operasi MS-Windos atau Linux (host operating system). VirtualBox merupakan salah satu aplikasi sejenis yang opensource.

Gambar 2.5 Arsitektur Virtual Machine

2.6.

System Boot

[MDGR2006] Ketika komputer dinyalakan (booting). Komputer akan menjalankan bootstrap program

yaitu sebuah program sederhana yang disimpan dalam ROM yang berbentuk chip CMOS (Complementary Metal Oxide Semiconductor). Chip CMOS modern biasanya bertipe Electrically Erasable Programmable Read Only Memory (EEPROM), yaitu memori non-volatile (tak terhapus jika power dimatikan) yang dapat ditulis dan dihapus dengan pulsa elektronik. Lalu bootsrap program ini lebih dikenal dengan nama BIOS (Basic Input Output System). Bootstrap program utama, umumnya terletak pada motherboard dan memeriksa perangkat keras utama serta melakukan inisialisasi terhadap program dalam hardware yang dikenal dengan nama firmware. Program kecil ini akan me-load kernel ke memori dan menjalankannya. Rangkaian proses bootup diawali rutin bootstrap BIOS membangkitkan interrupt 19h yang me-load sektor pertama (512 byte) dari Floppy Disk atau Hard Disk (CHS 0:0:1) Cylinder:0, Head:0. Sector:1 (Pada umumnya silinder dan head hard disk selalu dimulai dengan urutan nol sedangkan sektor untuk harddisk dan floppy selalu dimulai dengan urutan kesatu) ke dalam memori yang beralamat segment 0000:7C00H (absolute: 07C000H). Sektor pertama ini merupakan bootstrap loader utama. BIOS memeriksa dua byte terakhir dari isi data sektor tersebut apakah AA55h, jika benar kemudian BIOS melakukan eksekusi program ke alamat segment 0000:7C00h. Jika bukan, maka BIOS memberikan pesan non-system disk atau non-bootable disk atau hang. Bila terdapat Harddisk, INT 19h mencoba membaca MBR (Master Boot Record) pada sektor awal harddisk ke lokasi memori 0000:7C00h dan melakukan eksekusi ke alamat tersebut. Program kecil itu akan berusaha ke lokasi partisi yang aktif dari tabel partisi tersebut. Jika partisi tersebut ditemukan, boot sector pada partisi itu akan di-load ke memori 0000:7C00h dan dieksekusi. Setiap sistem operasi mempunyai format boot sector tersendiri. Program kecil dalam boot sector harus dapat me-alokasikan bagian pertama program kernel loader dari sistem operasi dan diload ke memori.


Contoh program Boot Sector menggunakan bahasa rakitan yang di kompilasi dengan NASMW. ; Boot sector authoring example by Gareth Owen ([email protected]) ; This should be accompanied with an article explaining bootsectors [BITS 16] [ORG 0]

; the bios starts out in 16-bit real mode ; Data offset = 0

jmp start

; skip over our data and functions, we cannot execute data :-), ; well, you can, but i am not held responsible for the results :)

; Boot sector authoring example by Gareth Owen ([email protected]) ; This should be accompanied with an article explaining bootsectors [BITS 16] [ORG 0]

; the bios starts out in 16-bit real mode ; Data offset = 0

jmp start

; skip over our data and functions, we cannot execute data :-), ; well, you can, but i am not held responsible for the results :)

; ------------------------------------; Data used in the boot-loading process ; -----------------------------------------------------------------------bootdrv db 0 bootmsg db 'Gareth Owen',39,'s Boot Sector Example',13,10,0 rebootmsg

db 'Press any key to reboot',13,10,0

; these are used in the processor identification processormsg db 'Checking for 386+ processor: ',0 need386 db 'Sorry... 386+ required!',13,10,0 found386 db 'Found!',13,10,0 whatever

db 'Insert your code to do something here',13,10,0

;******************************************* ; Functions we are going to use ... ;******************************************* detect_cpu: mov si, processormsg ; tell the user what we're doing call message ; test if 8088/8086 is present (flag bits 12-15 will be set) pushf ; save the flags original value xor ah,ah push ax popf

; ah = 0 ; copy ax into the flags ; with bits 12-15 clear

pushf pop ax and ah,0f0h cmp ah,0f0h je no386

; Read flags back into ax ; check if bits 12-15 are set ; no 386 detected (8088/8086 present)

; check for a 286 (bits 12-15 are clear) mov ah,0f0h ; set bits 12-15 push ax ; copy ax onto the flags popf pushf pop ax and ah,0f0h jz no386 popf

; copy the flags into ax ; check if bits 12-15 are clear ; no 386 detected (80286 present) ; pop the original flags back

mov si, found386 call message ret

; no 8088/8086 or 286, so ateast 386

mov si,need386 call message jmp reboot

; tell the user the problem

no386:

;

; and reboot when key pressed

******************************************************************** message: ; Dump ds:si to screen. lodsb ; load byte at ds:si into al or al,al ; test if character is 0 (end)

18

Imam Muiz. Konsep Sistem Operasi. Copyright © 2007 Mangosoft All rights reserved +Created: 02/09/2007 Version 1.3.4 #Release: 26/12/2007 jz done mov ah,0eh mov bx,0007 int 0x10 jmp message

19

; put character ; attribute ; call BIOS

done: ;

;

ret ******************************************************************** getkey: mov ah, 0 ; wait for key int 016h ret ******************************************************************** reboot: mov si, rebootmsg ; be polite, and say we're rebooting call message call getkey ; and even wait for a key :) db 0EAh

; machine language to jump to FFFF:0000 (reboot)

dw 0000h dw 0FFFFh ; no ret required; we're rebooting! (Hey, I just saved a byte :) ; ******************************************* ; The actual code of our boot loading process ; ******************************************* start: mov ax,0x7c0 ; BIOS puts us at 0:07C00h, so set DS accordinly mov ds,ax ; Therefore, we don't have to add 07C00h to all our data mov [bootdrv], dl ; quickly save what drive we booted from cli mov ax,0x9000 mov ss,ax mov sp,0xffff sti

; clear interrupts while we setup a stack ; this seems to be the typical place for a stack ; let's use the whole segment. ; put our interrupts back on

Why not?

We can :)

; Interestingly enough, apparently the processor will disable ; interupts itself when you directly access the stack segment! ; Atleast it does in protected mode, I'm not sure about real mode. mov si,bootmsg call message

; display our startup message

call detect_cpu ; check if we've got a 386 .386

; use 386 instructions from now on (I don't want to manually include ; operand-size(66h) or address-size(67h) prefixes... it's annoying :) mov si,whatever call message call getkey

; tell the user we're not doing anything interesting here

call reboot times 510-($-$$) db 0 dw 0xAA55

Kompilasi dengan NASMW dengan perintah sebagai berikut: nasmw -f bin -o GBootSect.bin GBootSect.asm lalu copy file GBootSect.bin ke sektor pertama dari Floppy Disk. Referensi: [Silberschantz2005] Abraham Silberschantz, Peter Baer Galvin & Greg Gagne. 2005. Operating System Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Son [Bambang2002] Bambang Hariyanto,. Ir. 2002. Sistem Operasi. Edisi kedua. Informatika. Bandung


[Hale]

Hale Landis. How It Works -Master Boot Record. http://www.nondot.org/sabre/os/files/Booting/mbr.txt. diakses 3 Sept 2007

20

Version

1a.

[MDGR2006] Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR). 2006. Pengantar Sistem Operasi Komputer Plus Illustrasi Kernel Linux. http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/. Diakses 31 Agustus 2007

1995. Guide to x86 Bootstrapping (and Partitioning). http://www.nondot.org/sabre/os/files/Booting/x86Bootstrapping.html. Diakses 3 Sept 2007

[VaX#n81995] VaX#n8.


21

3. MANAJEMEN PROSES

3.1.

Proses

Proses merupakan program sedang dieksekusi. Menurut Silberschatz proses tidak hanya sekedar suatu kode program (text section), melainkan meliputi beberapa aktivitas yang bersangkutan seperti program counter dan stack. Sebuah proses juga melibatkan stack yang berisi data sementara (parameter fungsi/metode, return address, dan variabel lokal) dan data section yang menyimpan variabel-variabel global. Tanenbaum juga berpendapat bahwa proses adalah sebuah program yang dieksekusi yang mencakup program counter, register, dan variabel di dalamnya [MDGR2006]. Perbedaan antara program dengan proses adalah program merupakan entitas yang pasif, yaitu suatu file yang berisi kumpulan instruksi-instruksi yang disimpan di dalam disk (file executable), sedangkan proses merupakan entitas yang aktif, dengan sebuah program counter yang menyimpan alamat instruksi selanjut yang akan dieksekusi dan seperangkat sumber daya (resource) yang dibutuhkan agar sebuah proses dapat dieksekusi.

3.1.1. Status Proses Proses yang dieksekusi mempunyai lima status yang terdiri dari: a. new: Pembentukan suatu proses b. running: Instruksi-instruksi yang sedang dieksekusi c. waiting: Proses menunggu untuk beberapa event yang terjadi d. ready: Proses menunggu untuk dialirkan ke pemroses (processor) e. terminated: Proses telah selesai dieksekusi.

Gambar 3.1 Diagram status proses

3.1.2. Process Control Block (PCB) Setiap proses digambarkan dalam sistem operasi oleh sebuah process control block (PCB), juga disebut sebuah control block. PCB berisikan banyak bagian dari informasi yang berhubungan dengan sebuah proses yang spesifik, termasuk hal-hal di bawah ini: • Status proses: status yang mungkin adalah new, ready, running, waiting, halted, dan seterusnya. • Program counter: suatu penghitung yang mengindikasikan alamat dari instruksi selanjutnya yang akan dieksekusi untuk proses tersebut. • CPU register: Register bervariasi dalam jumlah dan tipenya, tergantung pada arsitektur komputer. Register tersebut termasuk accumulator, index register, stack pointer, general-purposes register, ditambah informasi condition-code. Bersama dengan program counter, keadaan/status informasi harus disimpan ketika gangguan terjadi, untuk memungkinkan proses tersebut berjalan/bekerja dengan benar. • Informasi manajemen memori: Informasi ini dapat termasuk suatu informasi sebagai nilai dari dasar dan batas register, tabel page/halaman, atau tabel segmen tergantung pada sistem memori yang digunakan oleh sistem operasi.


• •

22

Informasi pencatatan: Informasi ini termasuk jumlah dari CPU dan waktu nyata yang digunakan, batas waktu, jumlah account, jumlah job atau proses, dan banyak lagi. Informasi status I/O: Informasi termasuk daftar dari perangkat I/O yang di gunakan pada proses ini, suatu daftar berkas-berkas yang sedang diakses dan banyak lagi.

PCB hanya berfungsi sebagai tempat penyimpanan informasi yang dapat bervariasi dari proses yang satu dengan yang lain.

3.2.

Thread

Proses merupakan sebuah program yang mengeksekusi thread tunggal. Kendali thread tunggal ini hanya memungkinkan proses untuk menjalankan satu tugas pada satu waktu. Banyak sistem operasi modern telah memiliki konsep yang dikembangkan agar memungkinkan sebuah proses untuk mengeksekusi multi-threads. Misalnya user melakukan pekerjaan secara bersamaan yaitu mengetik dan menjalankan pemeriksaan ejaan didalam proses yang sama.

Gambar 3.2 Diagram yang menggambarkan penukaran dari proses ke proses oleh CPU Thread merupakan unit dasar dari penggunaan CPU, yang terdiri dari Thread ID, program counter, register set, dan stack. Sebuah thread berbagi code section, data section, dan sumber daya sistem operasi dengan Thread lain yang dimiliki oleh proses yang sama. Thread juga sering disebut lightweight process. Sebuah proses tradisional atau heavyweight process mempunyai thread tunggal yang berfungsi sebagai pengendali. Perbedaannya ialah proses dengan thread yang banyak mengerjakan lebih dari satu tugas pada satu satuan waktu. Pada umumnya, perangkat lunak yang berjalan pada komputer modern dirancang secara multithreading. Sebuah aplikasi biasanya diimplementasi sebagai proses yang terpisah dengan beberapa thread yang berfungsi sebagai pengendali. Contohnya sebuah web browser mempunyai thread untuk menampilkan gambar atau tulisan sedangkan thread yang lain berfungsi sebagai penerima data dari network. Terkadang ada sebuah aplikasi yang perlu menjalankan beberapa tugas yang serupa. Sebagai contohnya sebuah web server dapat mempunyai ratusan klien yang mengaksesnya secara concurrent. Kalau web server berjalan sebagai proses yang hanya mempunyai thread tunggal maka ia hanya dapat melayani satu klien pada pada satu satuan waktu. Bila ada klien lain yang ingin mengajukan permintaan maka ia harus menunggu sampai klien sebelumnya selesai dilayani. Solusinya adalah dengan membuat web server menjadi multi-threading. Dengan ini maka sebuah web server akan


23

membuat thread yang akan mendengar permintaan klien, ketika permintaan lain diajukan maka web server akan menciptakan thread lain yang akan melayani permintaan tersebut [MDGR2006].

Gambar 3.3 Proses single-threaded dan multi-threaded 3.2.1. Keuntungan Thread Beberapa keuntungan dari penggunaan thread adalah sebagai berikut: a. Responsif. Aplikasi interaktif menjadi tetap responsif meski pun sebagian dari program sedang diblok atau melakukan operasi yang panjang kepada pengguna. Umpamanya, sebuah thread dari web browser dapat melayani permintaan pengguna sementara thread lain berusaha menampilkan gambar. b. Berbagi sumber daya. Thread berbagi memori dan sumber daya dengan thread lain yang dimiliki oleh proses yang sama. Keuntungan dari berbagi kode adalah mengizinkan sebuah aplikasi untuk mempunyai beberapa thread yang berbeda dalam lokasi memori yang sama. c. Ekonomis. Pembuatan sebuah proses memerlukan dibutuhkan pengalokasian memori dan sumber daya. Alternatifnya adalah dengan penggunaan thread, karena thread berbagi memori dan sumber daya proses yang memilikinya maka akan lebih ekonomis untuk membuat dan konteks penukaran thread. Akan susah untuk mengukur perbedaan waktu antara proses dan thread dalam hal pembuatan dan pengaturan, tetapi secara umum pembuatan dan pengaturan proses lebih lama dibandingkan thread. Pada Solaris, pembuatan proses lebih lama 30 kali dibandingkan pembuatan thread, dan konteks penukaran proses lima kali lebih lama dibandingkan konteks penukaran thread. d. Utilisasi arsitektur multiprocessor. Keuntungan dari multithreading dapat sangat meningkat pada arsitektur multiprocessor, dimana setiap thread dapat berjalan secara pararel di atas processor yang berbeda. Pada arsitektur processor tunggal, CPU menjalankan setiap thread secara bergantian tetapi hal ini berlangsung sangat cepat sehingga menciptakan ilusi pararel, tetapi pada kenyataannya hanya satu thread yang dijalankan CPU pada satu-satuan waktu (satusatuan waktu pada CPU biasa disebut time slice atau quantum).

3.2.2. Model Multithreading Dukungan thread disediakan pada tingkat user yaitu user threads atau tingka kernel untuk kernel threads. User Threads disediakan oleh kernel dan diatur tanpa dukungan kernel, sedangkan kernel therads didukung dan diatur secara langusng oleh sistem operasi. Hubungan antara user threads dan kernel threads terdiri dari tiga model relasi, yaitu: Model Many to One: Model Many-to-One memetakan beberapa thread tingkatan pengguna ke sebuah thread tingkatan kernel. Pengaturan thread dilakukan dalam ruang pengguna, sehingga efisien. Hanya satu thread pengguna yang dapat mengakses thread kernel pada satu saat. Jadi, multiple thread tidak dapat berjalan secara paralel pada multiprocessor. Thread tingkat pengguna


24

yang diimplementasi pada sistem operasi yang tidak mendukung thread kernel menggunakan model Many-to-One.

Gambar 3.4 Model Many-to-One

Model One to One: Model One-to-One memetakan setiap thread tingkatan pengguna ke thread kernel. Ia menyediakan lebih banyak concurrency dibandingkan model Many-to-One. Keuntungannya sama dengan keuntungan thread kernel. Kelemahannya model ini ialah setiap pembuatan thread pengguna memerlukan pembuatan thread kernel. Karena pembuatan thread dapat menurunkan kinerja dari sebuah aplikasi maka implmentasi dari model ini, jumlah thread dibatasi oleh sistem. Contoh sistem operasi yang mendukung model One-to-One ialah Windows NT dan OS/2.

Gambar 3.5 Model One-to-One Model Many To Many: Model ini me-multipleks banyak thread tingkatan pengguna ke thread kernel yang jumlahnya lebih sedikit atau sama dengan tingkatan pengguna. thread. Jumlah thread kernel spesifik untuk sebagian aplikasi atau sebagian mesin. Many-to-One model mengizinkan developer untuk membuat user thread sebanyak yang ia mau tetapi concurrency (berjalan bersama) tidak dapat diperoleh karena hanya satu thread yang dapat dijadwal oleh kernel pada suatu waktu. One-to-One menghasilkan concurrency yang lebih tetapi developer harus hati-hati untuk tidak menciptakan terlalu banyak thread dalam suatu aplikasi (dalam beberapa hal, developer hanya dapat membuat thread dalam jumlah yang terbatas). Model Many-to-Many tidak mengalami kelemahan dari dua model di atas. Developer dapat membuat user thread sebanyak yang diperlukan, dan kernel thread yang bersangkutan dapat bejalan secara paralel pada multiprocessor. Dan juga ketika suatu thread menjalankan blocking system call maka kernel dapat menjadwalkan thread lain untuk melakukan eksekusi. Contoh sistem operasi yang mendukung model ini adalah Solaris, IRIX, dan Digital UNIX.


25

Gambar 3.6 Model Many-to-Many

3.3.

Persoalan dalam Thread

3.3.1. System Calls fork() dan exec() Terdapat dua kemungkinan dalam sistem UNIX jika fork dipanggil oleh salah satu thread dalam proses: a. Semua thread diduplikasi. b. Hanya thread yang memanggil fork. Jika suatu thread memanggil System Call exec maka program yang dispesifikasi dalam parameter exec, akan mengganti keseluruhan proses termasuk thread. Penggunaan dua versi dari fork di atas tergantung dari aplikasi. Kalau exec dipanggil seketika sesudah fork, maka duplikasi seluruh thread tidak dibutuhkan, karena program yang dispesifikasi dalam parameter exec akan mengganti seluruh proses. Pada kasus ini cukup hanya mengganti thread yang memanggil fork. Tetapi jika proses yang terpisah tidak memanggil exec sesudah fork maka proses yang terpisah tersebut hendaknya menduplikasi seluruh thread.

3.3.2. Pembatalan Thread Pembatalan thread merupakan penghentian tugas sebelum prosesnya selesai, sebagai contoh dalam web page, pemanggilan suatu gambar menggunakan beberapa thread. Jika penggambaran belum sempurna sedangkan user menekan tombol stop, maka seluruh penggambaran oleh tiap-tiap thread tersebut akan dibatalkan secara kesuluruhan. Pembatalan suatu thread dapat terjadi dalam dua skenario yang berbeda, yaitu: a. Asynchronous cancellation: suatu thread seketika itu juga memberhentikan target thread. b. Deferred cancellation: target thread secara perodik memeriksa apakah dia harus berhenti, cara ini memperbolehkan target thread untuk memberhentikan dirinya sendiri secara berurutan. Kejaidan yang sulit dari pembatalan suatu thread adalah ketika terjadi situasi dimana sumber daya sudah dialokasikan untuk thread yang akan dibatalkan. Selain itu kesulitan lain adalah ketika thread yang dibatalkan sedang meng-update data yang ia bagi dengan thread lain. Hal ini akan menjadi masalah yang sulit apabila menggunakan asynchronous cancellation. Sistem operasi akan mengambil kembali sumber daya dari thread yang dibatalkan namun seringkali sistem operasi tidak mengambil kembali seluruh sumber daya dari thread tersebut. Alternatifnya adalah dengan menggunakan deffered cancellation. Cara kerja dari deffered cancellation adalah dengan menggunakan satu thread yang berfungsi sebagai pengindikasi bahwa target thread akan dibatalkan. Tetapi pembatalan hanya akan terjadi jika target thread telah memeriksa apakah ia harus batal atau tidak. Hal ini memperbolehkan thread untuk memeriksa apakah ia harus berhenti pada titik tersebut secara aman.


26

3.3.3. Penanganan Sinyal Sinyal yang digunakan pada sistem UNIX untuk memberitahukan sebuah proses kalau suatu peristiwa telah terjadi. Sebuah sinyal dapat diterima secara synchronous atau asynchronous tergantung dari sumber dan alasan suatu event memberikan sinyal. Semua sinyal (asynchronous dan synchronous) mengikuti pola yang sama, yaitu: a. Sebuah sinyal dimunculkan oleh kejadian dari suatu event. b. Sinyal yang dimunculkan tersebut dikirim ke proses. c. Sesudah dikirim, sinyal tersebut harus ditangani. Contoh dari sinyal synchronous adalah ketika suatu proses melakukan pengaksesan memori secara ilegal atau pembagian dengan nol, sinyal dimunculkan dan dikirim ke proses yang melakukan operasi tersebut. Contoh dari sinyal asynchronous misalnya kita mengirimkan sinyal untuk mematikan proses dengan keyboard (CTRL+C) maka sinyal asynchronous dikirim ke proses tersebut. Setiap sinyal dapat ditangani oleh salah satu dari dua penanganan sinyal, yaitu: 1. Penanganan sinyal default. 2. Penanganan sinyal yang didefinisikan sendiri oleh user. Penanganan sinyal pada program yang hanya memakai thread tunggal cukup mudah yaitu hanya dengan mengirimkan sinyal ke prosesnya. Tetapi mengirimkan sinyal lebih rumit pada program multithreading, karena sebuah proses dapat memiliki beberapa thread. Secara umum ada empat pilihan kemana sinyal harus dikirim, yaitu: 1. 2. 3. 4.

Mengirimkan sinyal ke thread yang dituju oleh sinyal tersebut. Mengirimkan sinyal ke setiap thread pada proses tersebut. Mengirimkan sinyal ke thread tertentu dalam proses. Menugaskan thread khusus untuk menerima semua sinyal yang ditujukan pada proses.

Metode untuk mengirimkan sebuah sinyal tergantung dari jenis sinyal yang dimunculkan. Sebagai contoh sinyal synchronous perlu dikirimkan ke thread yang memunculkan sinyal tersebut bukan thread lain pada proses itu. Tetapi situasi dengan sinyal asynchronous menjadi tidak jelas. Beberapa sinyal asynchronous seperti sinyal yang berfungsi untuk mematikan proses (contoh: Alt-F4) harus dikirim ke semua thread. Beberapa versi UNIX yang multithreading mengizinkan thread menerima sinyal yang akan ia terima dan menolak sinyal yang akan ia tolak. Karena itu sinyal asynchronouns hanya dikirimkan ke thread yang tidak memblok sinyal tersebut. Solaris 2 mengimplementasikan pilihan ke-4 untuk menangani sinyal. Windows 2000 tidak menyediakan fasilitas untuk mendukung sinyal, sebagai gantinya Windows 2000 menggunakan asynchronous procedure calls (APCs).

3.3.4. Thread Pools Dalam situasi web server multithreading ada dua masalah yang timbul, diantaranya adalah: a. Ukuran waktu yang diperlukan untuk menciptakan thread dalam melayani permintaan yang diajukan akan berlebih. Pada kenyataannya thread dibuang ketika sudah menyelesaikan tugasnya. b. Pembuatan thread yang tidak terbatas jumlahnya dapat menurunkan performa dari sistem. Solusinya adalah dengan penggunaan Thread Pools, cara kerjanya adalah dengan membuat beberapa thread pada proses startup dan menempatkan mereka ke pools, dimana thread tersebut menunggu untuk bekerja. Jadi ketika server menerima permintaan maka akan membangunkan thread dari pool dan jika thread tersebut tersedia, permintaan akan dilayani. Ketika thread sudah selesai mengerjakan tugasnya maka thread tersebut kembali ke pool dan menunggu pekerjaan lainnya. Bila tidak thread yang tersedia pada saat dibutuhkan, maka server menunggu sampai ada satu thread yang bebas. Keuntungan menggunakan thread pool adalah: • Umumnya lebih cepat dalam melayani permintaan thread yang sudah ada dibandingkan dengan menunggu thread baru yang sedang dibuat.


•

27

Thread pool membatasi jumlah thread yang ada pada suatu waktu. Hal ini penting pada sistem yang tidak dapat mendukung banyak thread yang berjalan secara bersamaan.

Jumlah thread dalam pool dapat tergantung dari jumlah CPU dalam sistem, jumlah memori fisik, dan jumlah permintaan klien yang bersamaan. Thread yang dimiliki oleh suatu proses memang berbagi data tetapi setiap thread mungkin membutuhkan duplikat dari data tertentu untuk dirinya sendiri dalam keadaan tertentu. Data ini disebut thread-specific data.

Referensi: [Silberschantz2005] Abraham Silberschantz, Peter Baer Galvin & Greg Gagne. 2005. Operating System Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Son [MDGR2006] Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR). 2006. Pengantar Sistem Operasi Komputer Plus Illustrasi Kernel Linux. http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/. Diakses 31 Agustus 2007


28

4. PENJADWALAN CPU

4.1.

Konsep Dasar

Dalam pemroses tunggal, hanya satu proses yang dapat dijalankan pada saat tertentu, sedangkan yang lain harus menunggu CPU bebas dan dijadwal ulang. Multiprogramming merupakan cara untuk menjalankan proses setiap waktu sehingga memaksimalkan penggunaan CPU. Penjadwalan merupakan salah satu fungsi dasar dari sistem operasi. Hampir semua sumber daya komputer dijadwalkan sebelum digunakan.

4.1.1. CPU-I/O Burst Cycle Kesuksesan penjadwaln CPU tergantung dari observasi proses-proses. Pengeksekusian proses terdiri putaran ekseskusi CPU dan penungguan I/O. Eksekusi proses dimulai dari CPU burst, yaitu diikuti oleh I/O burst kemudian diikuti CPU burst lainnya lalu I/O burst lainnya dan begitu seterusnya.

Gambar 4.1 Urutan pergantian CPU Burst dengan I/O Burst

4.1.2. Penjadwalan CPU Ketika CPU mengalami waktu idle, sistem operasi harus memilih salah satu proses untuk masuk kedalam antrian yang akan untuk dieksekusi. Pemilihan tersebut dilakukan oleh penjadwal jangka pendek atau penjadwal CPU. [Bambang2002] Ada tiga tipe penjadwal yang berada bersama pada sistem operasi kompleks, yaitu : a. Penjadwal jangka pendek yang bertugas menjadwalkan alokasi pemroses di antara proses-proses yang telah siap di memori utama. b. Penjadwal jangka menengah akan menangani serta mengendalikan transisi dari suspended-toready dari proses-proses swapping. c. Penjadwal jangka panjang bekerja terhadap antrian batch dan memilih batch berikutnya yang harus dieksekusi.


Suspended Blocked queue

Penjadwal jangka menengah

Penjadwal jangka panjang Batch queue

29

Penjadwal jangka pendek Ready queue

Programprogram interaktif

CPU

Suspended Ready queue

Gambar 4.2 Tipe-tipe penjadwalan Penjadwalan memilih proses yang ada di memori serta siap untuk dieksekusi, dan mengalokasikan CPU untuk mengeksekusinya. Penjadwalan CPU mungkin akan dijalankan ketika proses dalam keadaan: 1. Berubah dari running ke waiting state. 2. Berubah dari running ke ready state. 3. Berubah dari waiting ke ready. 4. Terminates. Penjadwalan nomor 1 dan 4 bersifat non-preemptive atau cooperative sedangkan lainnya preemptive. Dalam penjadwalan non-preemptive sekali CPU telah dialokasikan untuk sebuah proses, maka tidak dapat di ganggu, penjadwalan model seperti ini digunakan oleh Windows 3.X; Windows 95 telah menggunakan penjadwalan preemptive yaitu saat suatu proses sedang dieksekusi, CPU dapat diambil alih oleh proses lain sehingga proses di tunda dan dilanjutkan kembali hingga proses selesai. Komponen yang lain yang terlibat dalam penjadwalan CPU adalan dispatcher. Dispatcher adalah modul yang memberikan kontrol CPU kepada proses yang fungsinya adalah: a. Switching context b. Switching to user mode c. Melompat dari suatu bagian di progam user untuk mengulang progam. Dispatcher seharusnya secepat mungkin. Dispatch Latency adalah waktu yang diperlukan dispatcher untuk menghentikan suatu proses dan memulai proses yang lain.

4.2.

Kriteria Penjadwalan

Setiap algoritma penjadwalan dapat berbeda dengan nilai yang berbeda dan sistem komputer yang berbeda. Dalam penjadwalan CPU diperlukan beberapa kriteria diantaranya adalah: •

•

•

CPU Utilization. Kita menginginkan kerja CPU sesibuk mungkin. Konsepnya pemanfaatan CPU mempunyai jangkauan dari 0 sampai 100 persen. Di sistem yang sebenarnya mungkin hanya mempunyai jangakuan dari 40 (untuk pemanggilan ringan sistem) sampai 90 persen (pemanggilan berat sistem). Throughput. Pengukuran kinerja CPU adalah banyaknya proses yang diselesaikan per satuan waktu. Jika kita mempunyai beberapa proses yang sama dan memiliki beberapa algoritma penjadwalan yang berbeda, hasil kinerja bisa menjadi salah satu kriteria penilaian, dimana algoritma yang menyelesaikan proses terbanyak mungkin yang terbaik. Turnaround Time. Dari sudut pandang proses tertentu, kriteria yang penting adalah berapa lama untuk mengeksekusi proses tersebut. Memang, lama pengeksekusian sebuah proses sangat tergantung dari hardware yang dipakai, namun kontribusi algoritma penjadwalan tetap ada dalam lama waktu yang dipakai untuk menyelesaikan sebuah proses. Misal, kita memilki sistem komputer yang identik dan proses-proses yang identik pula, namun kita memakai algoritma yang berbeda, algoritma yang mampu menyelesaikan proses yang sama dengan waktu yang lebih singkat mungkin lebih baik dari algoritma yang lain. Interval waktu yang diijinkan dengan waktu


30

yang dibutuhkan untuk menyelesaikan sebuah proses disebut turnaround time.Turnaround time adalah jumlah periode tunggu untuk dapat ke memori, menunggu di ready queue, eksekusi CPU, dan melakukan operasi I/O atau waktu yang dihabiskan dari saat program atau job mulai masuk sistem sampai proses diselesaikan sistem. Turnaround = waktu eksekusi + waktu menunggu •

•

Waiting Time. Algoritma penjadwalan CPU tidak mempengaruhi waktu untuk melaksanakan proses tersebut atau I/O, karena hanya mempengaruhi jumlah waktu yang dibutuhkan proses diantrian ready. Waiting time adalah jumlah waktu yang dbutuhkan proses di antrian ready. Response time. Di sistem yang interaktif, turnaround time mungkin bukan waktu yang terbaik untuk kriteria. Sering sebuah proses dapat memproduksi output di awal, dan dapat meneruskan hasil yang baru sementara hasil yang sebelumnya telah diberikan ke pengguna. ukuran lain adalah waktu dari pengiriman permintaan sampai respon yang pertama diberikan. Hal ini disebut response time, yaitu waktu untuk memulai memberikan respon, tetapi bukan waktu yang dipakai output untuk respon tersebut. Turnround time umumnya dibatasi oleh kecepatan peralatan keluaran. Ada dua jenis response time berdasarkan penggunaannya pada sistem interaktif dan sistem waktu nyata (real time), yaitu: Terminal response time merupakan response time pada sistem interaktif sebagai waktu yang dihabiskan dari saat karakter terakhir dari perintah dimasukkan atau transaksi sampai hasil pertama muncul di layar. Event response time merupakan response time pada sistem waktu nyata sebagai waktu dan kejadian (internal/eksternal) sampai instruksi pertama rutin layanan yang dimaksud dieksekusi.

Sebaiknya ketika kita akan membuat algoritma penjadwalan yang dilakukan adalah memaksimalkan penggunaan CPU dan throughput, dan meminimalkan turnaround time, waiting time, dan response time.

4.3.

Algoritma Penjadwalan

Masalah penjadwaln CPU adalah memutuskan proses mana yang berada di dalam antrian ready akan dialokasikan ke CPU. Ada beberapa algoritma penjadwalan CPU beberapa diantaranya akan di jelaskan pada bagian berikut ini.

4.3.1. First-Come First-Served (FCFS) Algoritma ini merupakan algoritma penjadwalan yang paling sederhana yang digunakan CPU. Dengan menggunakan algoritma ini seiap proses yang berada pada status ready dimasukkan ke dalam antrian FIFO sesuai dengan waktu kedatangannya. Proses yang tiba terlebih dahulu yang akan dieksekusi terlebih dahulu. Misalnya ada tiga buah proses yang datang secara bersamaan yaitu pada 0 ms, P1 memiliki burst time 24 ms, P2 memiliki burst time 5 ms, P3 memiliki burst time 3 ms. Hitunglah wating time rata-rata dan turnaround time (burst time + waiting time) dari ketiga proses tersebut dengan menggunakan algoritma FCFS. Proses P1 P2 P3

Burst time 24 ms 5 ms 3 ms

Waiting time untuk p1 adalah 0 ms (P1 tidak perlu menunggu), sedangkan untuk p2 adalah sebesar 24 ms (menunggu P1 selesai) dan untuk p3 sebesar 29 ms (menunggu P1 dan P2 selesai). Waiting time rata-ratanya adalah sebesar (0+24+29)/3 = 17,6 ms. Turnaround time untuk P1 sebesar 24 ms, sedangkan untuk P2 sebesar 29 ms (dihitung dari awal kedatangan P2 hingga selesai dieksekusi), untuk p3 sebesar 32 ms. Turnaround time rata-rata untuk ketiga proses tersebut adalah (24+29+32)/3 = 28,3 ms.


31

Kelemahan dari algoritma ini: a. Waiting time rata-ratanya cukup lama. b. Terjadinya convoy effect, yaitu proses-proses menunggu lama untuk menunggu satu proses besar yang sedang dieksekusi oleh CPU. Algoritma ini juga menerapkan konsep non-preemptive, yaitu setiap proses yang sedang dieksekusi oleh CPU tidak dapat di-interrupt oleh proses yang lain.

4.3.2. Shortest-Job First (SJF) Algoritma ini mempunyai cara penjadwalan yang berbeda dengan FCFS. Dengan algoritma ini maka setiap proses yang ada di antrian ready akan dieksekusi berdasarkan burst time terkecil. Hal ini mengakibatkan waiting time yang pendek untuk setiap proses dan karena hal tersebut maka waiting time rata-ratanya juga menjadi pendek, sehingga dapat dikatakan bahwa algoritma ini adalah algoritma yang optimal. Ada beberapa kekurangan dari algoritma ini yaitu: • Kesulitan untuk memprediksi burst time proses yang akan dieksekusi selanjutnya . • Proses yang mempunyai burst time yang besar akan memiliki waiting time yang besar pula karena yang dieksekusi terlebih dahulu adalah proses dengan burst time yang lebih kecil. Algoritma ini dapat dibagi menjadi dua bagian yaitu: 1. Preemptive. Jika ada proses yang sedang dieksekusi oleh CPU dan terdapat proses di antrian ready dengan burst time yang lebih kecil daripada proses yang sedang dieksekusi tersebut, maka proses yang sedang dieksekusi oleh CPU akan digantikan oleh proses yang berada di antrian ready tersebut. Preemptive SJF sering disebut juga Shortest-Remaining-Time-First scheduling. 2. Non-preemptive. CPU tidak memperbolehkan proses yang ada di antrian ready untuk menggeser proses yang sedang dieksekusi oleh CPU meskipun proses yang baru tersebut mempunyai burst time yang lebih kecil. Misalnya ada empat buah proses dengan masing-masing waktu kedatanag burst time di jelaskan pada tabel di bawah ini. Hitunglah waiting time rata-rata dan turnaround time dari keempat proses tersebut dengan mengunakan algoritma SJF. Proses P1 P2 P3 P4

Arrival time 0 ms 2 ms 4 ms 5 ms

Burst Time 7 ms 4 ms 1 ms 4 ms

Solusi Preemptive:

Rata-rata waiting time adalah (9 + 1 + 0 +2)/4 = 3, dimana : P1: (0-0+11-2) = 9 P2: (2-2+5-4) = 1 P3: (4-4) = 0 P4: (7-5) = 2 Rata-rata turnaround time adalah ((9+7)+(1+4)+(0+1)+(4+2))/4 = 7


32

Solusi Non-Preemptive:

Rata-rata waiting time adalah (0 + 6 + 3 + 7)/4 = 4, dimana: P1: (0-0) = 0 P2: (8-2) = 6 P3: (7-4) = 3 P4: (12-5) = 7 Rata-rata turnaround time adalah ((0+7)+(6+4)+(3+1)+(7+2))/4 = 7.25

4.3.3. Penjadwalan dengan Prioritas Priority Scheduling merupakan algoritma penjadwalan yang mendahulukan proses dengan nilai prioritas tertinggi. Setiap proses memiliki prioritasnya masing-masing. Prioritas suatu proses dapat ditentukan melalui beberapa karakteristik antara lain: a. Batas waktu b. Kebutuhan Memori c. Akses file d. Perbandingan antara I/O Burst dengan CPU Burst e. Tingkat kepentingan proses Penjadwalan dengan prioritas juga dapat dijalankan secara preemptive maupun non-preemptive. Pada preemptive, jika ada suatu proses yang baru datang memiliki prioritas yang lebih tinggi daripada proses yang sedang dijalankan, maka proses yang sedang berjalan tersebut dihentikan, lalu CPU dialihkan untuk proses yang baru datang tersebut. Sementara itu, pada non-preemptive, proses yang baru datang tidak dapat menganggu proses yang sedang berjalan, tetapi hanya diletakkan di depan antrian. Kelemahan pada penjadwalan prioritas adalah dapat terjadinya indefinite blocking (starvation) yaitu suatu proses dengan prioritas yang rendah memiliki kemungkinan untuk tidak dieksekusi jika terdapat proses lain yang memiliki prioritas lebih tinggi darinya. Solusi dari permasalahan ini adalah aging, yaitu meningkatkan prioritas dari setiap proses yang menunggu dalam antrian secara bertahap. Misalnya: Proses P1 P2 P3 P4 P5

Burst time 10 1 2 1 5

Prioritas 3 1 4 5 2

Diagram Gantt adalah sebagai berikut:

Rata-rata waiting time adalah (6+0+16+18+1)/5 = 8.2 Rata-rata turnaround time adalah ((6+10)+(0+1)+(16+2)+(18+1)+(1+5))/5 = 12

4.3.4. Round Robin Algoritma ini didesin untuk sistem time-sharing. Proses akan mendapat jatah sebesar time quantum dengan nilai quantum umumnya sebesar 10-100 ms. Jika time quantum-nya habis atau proses sudah selesai CPU akan dialokasikan ke proses berikutnya. Tentu proses ini cukup adil karena tak ada


33

proses yang diprioritaskan, semua proses mendapat jatah waktu yang sama dari CPU (1/n), dan tak akan menunggu lebih lama dari (n-1)/q. Algoritma ini sepenuhnya bergantung besarnya time quantum. Jika terlalu besar, algoritma ini akan sama saja dengan algoritma first-come first-served. Jika terlalu kecil, akan semakin banyak peralihan proses sehingga banyak waktu terbuang. Permasalahan utama pada Round Robin adalah menentukan besarnya time quantum. Jika time quantum yang ditentukan terlalu kecil, maka sebagian besar proses tidak akan selesai dalam 1 time quantum. Hal ini tidak baik karena akan terjadi banyak switch, padahal CPU memerlukan waktu untuk beralih dari suatu proses ke proses lain (disebut dengan context switches time). Sebaliknya, jika time quantum terlalu besar, algoritma Round Robin akan berjalan seperti algoritma First Come First Served. Time quantum yang ideal adalah jika 80% dari total proses memiliki CPU burst time yang lebih kecil dari 1 time quantum. Misalnya ada tiga proses dengan masing-masing mendapatkan waktu quantum adalah 4 ms, maka P1 mendapatkan 4 ms pertama. Karena membutuhkan 20 ms lagi, sesudah quantum pertama P1 di preemptive dan CPU memberikan proses berikutnya ke proses P2 dan P2 tidak memerlukan 4 ms, P2 selesai sebelum jatah quantumnya habis, kemudian CPU memberikan ke proses berikutnya yaitu P3. Ketika setaiap proses meneriman satu quantum, CPU kembali ke proses P1 untuk tambahan waktu quantum. Proses P1 P2 P3

Burst time 24 ms 3 ms 3 ms

Rata-rata waiting time adalah (6+4+7)/3 = 5.66 Rata-rata turnaround time adalah ((10+24)+(4+3)+(3+3))/3 = 15.67

4.3.5. Antrian Multilevel (Multilevel Queue) Ide dasar dari algoritma ini adalah berdasarkan pada sistem prioritas proses. Prinsipnya adalah, jika setiap proses dapat dikelompokkan berdasarkan prioritasnya, maka akan didapati queue seperti pada gambar berikut:

Gambar 4.3 Penjadwalan multilevel queue


34

Dari gambar tersebut terlihat bahwa akan terjadi pengelompokan-pengelompokan proses-proses berdasarkan prioritasnya. Kemudian muncul gagasan untuk menganggap kelompok-kelompok tersebut sebagai sebuah antrian-antrian kecil yang merupakan bagian dari antrian keseluruhan proses, yang sering disebut dengan algoritma multilevel queue. Dalam hal ini dapat dilihat bahwa seolah-olah algoritma dengan prioritas yang dasar adalah algoritma multilevel queue dimana setiap antrian akan berjalan dengan algoritma FCFS dan dapat diketahui bahwa algoritma FCFS memiliki banyak kelemahan, oleh karena itu dalam prakteknya, algoritma multilevel queue memungkinkan adanya penerapan algoritma internal dalam masing-masing subantriannya untuk meningkatkan kinerjanya, dimana setiap sub-antrian bisa memiliki algoritma internal yang berbeda. Berawal dari priority scheduling, algoritma ini pun memiliki kelemahan yang sama dengan priority scheduling, yaitu sangat mungkin bahwa suatu proses pada queue dengan prioritas rendah bisa saja tidak mendapat jatah CPU. Untuk mengatasi hal tersebut, salah satu caranya adalah dengan memodifikasi algoritma ini dengan adanya jatah waktu maksimal untuk tiap antrian, sehingga jika suatu antrian memakan terlalu banyak waktu, maka prosesnya akan dihentikan dan digantikan oleh antrian dibawahnya, dan tentu saja batas waktu untuk tiap antrian bisa saja sangat berbeda tergantung pada prioritas masing-masing antrian.

4.3.6. Multilevel Feedback Queue Algoritma ini mirip sekali dengan algoritma Multilevel Queue. Perbedaannya ialah algoritma ini mengizinkan proses untuk pindah antrian. Jika suatu proses menyita CPU terlalu lama, maka proses itu akan dipindahkan ke antrian yang lebih rendah. Ini menguntungkan proses interaksi, karena proses ini hanya memakai waktu CPU yang sedikit. Demikian pula dengan proses yang menunggu terlalu lama. Proses ini akan dinaikkan tingkatannya. Biasanya prioritas tertinggi diberikan kepada proses dengan CPU burst terkecil, dengan begitu CPU akan dimanfaatkan penuh dan I/O dapat terus sibuk. Semakin rendah tingkatannya, panjang CPU burst proses juga semakin besar. Algoritma ini didefinisikan melalui beberapa parameter, antara lain: • Jumlah antrian • Algoritma penjadwalan tiap antrian • Kapan menaikkan proses ke antrian yang lebih tinggi • Kapan menurunkan proses ke antrian yang lebih rendah • Antrian mana yang akan dimasuki proses yang membutuhkan

Gambar 4.4 Antrian multilevel feedback Dengan pendefinisian seperti tadi membuat algoritma ini sering dipakai. Karena algoritma ini mudah dikonfigurasi ulang supaya cocok dengan sistem. Tapi untuk mengatahui mana penjadwal terbaik, kita harus mengetahui nilai parameter tersebut. Multilevel feedback queue adalah salah satu algoritma yang berdasar pada algoritma mulilevel queue. Perbedaan mendasar yang membedakan multilevel feedback queue dengan multilevel queue biasa adalah terletak pada adanya kemungkinan suatu


35

proses berpindah dari satu antrian ke antrian lainnya, entah dengan prioritas yang lebih rendah ataupun lebih tinggi, misalnya pada contoh berikut. • • •

•

Semua proses yang baru datang akan diletakkan pada antrian 0 (quantum = 8 ms) Jika suatu proses tidak dapat diselesaikan dalam 8 ms, maka proses tersebut akan dihentikan dan dipindahkan ke antrian pertama (quantum = 16 ms) Antrian pertama hanya akan dikerjakan jika tidak ada lagi proses di antrian 0, dan jika suatu proses di antrian pertama 1 tidak selesai dalam 16 ms, maka proses tersebut akan dipindahkan ke antrian kedua Antrian kedua akan dikerjakan bila antrian 0 dan 1 kosong, dan akan berjalan dengan algoritma FCFS.

Disini terlihat bahwa ada kemungkinan terjadinya perpindahan proses antar queue, dalam hal ini ditentukan oleh time quantum, namun dalam prakteknya penerapan algoritma multilevel feedback queue akan diterapkan dengan mendefinisikan terlebih dahulu parameter-parameternya, yaitu: a. Jumlah antrian b. Algoritma internal tiap antrian c. Aturan sebuah proses naik ke antrian yang lebih tinggi d. Aturan sebuah proses turun ke antrian yang lebih rendah e. Antrian yang akan dimasuki tiap proses yang baru datang Berdasarkan hal-hal di atas maka algoritma ini dapat digunakan secara fleksibel dan diterapkan sesuai dengan kebutuhan sistem. Pada masa sekarang ini algoritma multilevel feedback queue adalah salah satu yang paling banyak digunakan.

Referensi: [Silberschantz2005] Abraham Silberschantz, Peter Baer Galvin & Greg Gagne. 2005. Operating System Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Son [Bambang2002] Bambang Hariyanto,. Ir. 2002. Sistem Operasi. Edisi kedua. Informatika. Bandung [MDGR2006] Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR). 2006. Pengantar Sistem Operasi Komputer Plus Illustrasi Kernel Linux. http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/. Diakses 31 Agustus 2007


36

5. SINKRONISASI PROSES

5.1.

Komunikasi Interproses

Proses yang bersifat simultan (concurrent) yang dijalankan pada sistem operasi dapat dibedakan menjadi proses independen dan proses kooperatif. Suatu proses dikatakan independen apabila proses tersebut tidak dapat terpengaruh atau dipengaruhi oleh proses lain yang sedang dijalankan pada sistem. Berarti, semua proses yang tidak membagi data apa pun (baik sementara/tetap) dengan proses lain adalah independent. Sedangkan proses kooperatif adalah proses yang dapat dipengaruhi atau pun terpengaruhi oleh proses lain yang sedang dijalankan dalam sistem. Dengan kata lain, proses dikatakan kooperatif bila proses dapat membagi datanya dengan proses lain. Proses kooperatif dapat saja secara langsung membagi alamat logikal ruang (baik data atau kode) atau mengijinkannya melalui file dan pesan. Proses simultan dalam berbagi data dapat mengakibatkan data tidak konsisten. Ada empat alasan untuk penyediaan sebuah lingkungan yang memperbolehkan terjadinya proses kooperatif: a. Pembagian informasi. Apabila beberapa pengguna dapat tertarik pada bagian informasi yang sama (sebagai contoh, sebuah berkas bersama), kita harus menyediakan sebuah lingkungan yang mengizinkan akses secara terus menerus ke tipe dari sumber-sumber tersebut. b. Kecepatan penghitungan/komputasi. Jika kita menginginkan sebuah tugas khusus untuk menjalankan lebih cepat, kita harus membagi hal tersebut ke dalam subtask, setiap bagian dari subtask akan dijalankan secara paralel dengan yang lainnya. Peningkatan kecepatan dapat dilakukan hanya jika komputer tersebut memiliki elemen-elemen pemrosesan ganda (seperti CPU atau jalur I/O). c. Modularitas. Kita mungkin ingin untuk membangun sebuah sistem pada sebuah model modularmodular, membagi fungsi sistem menjadi beberapa proses atau thread. d. Kenyamanan. Bahkan seorang pengguna mungkin memiliki banyak tugas untuk dikerjakan secara bersamaan pada satu waktu. Sebagai contoh, seorang pengguna dapat mengedit, mencetak, dan mengkompilasi secara paralel. Kerja sama antar proses membutuhkan suatu mekanisme yang memperbolehkan proses-proses untuk mengkomunikasikan data dengan yang lain dan me-sinkronisasikan kerja mereka sehingga tidak ada yang saling menghalangi. Salah satu cara proses dapat saling berkomunikasi adalah Interprocess Communication (IPC).

Gambar 5.1 Model komunikasi (a) Message Passing (b) Shared Memory Ada dua hubungan dasar antar proses, yang terdiri dari: a. Shared Memori. Dalam model ini, proses saling berbagi memori. Untuk menjaga konsistensi data, perlu diatur proses mana yang dapt mengakses memori pada suatu waktu.


37

b. Message Passing. Pada model ini proses berkomunikasi lewat saling mengirimkan pesan.

5.1.1. Sistem Shared-Memory Ilustrasi program di bawah ini sebagai contoh penggunaan memori bersama. #define BUFFER_SIZE 10 typedef struct { ... }item; item buffer[BUFFER_SIZE]; int in=0,out=0; void producer(){ item nextp; while (true){ while(((int+1) % BUFFER_SIZE)==out); //no operation buffer[in]=netxp; in=(in+1) % BUFFER_SIZE; } } void consumer(){ item nextc; while(true){ while (in==out); //no operation nextc=buffer[out]; out=(out+1) % BUFFER_SIZE; } }

Pada program di atas terdapat dua proses, yaitu Produsen dan Konsumen. Keduanya saling berbagi memori yaitu buffer. Ada dua tipe buffer yang dapat digunakan yaitu unbound buffer (buffer tidak terbatas) konsumen menunggu item baru terbentuk tetapi produsen selalu menghasilkan item baru, dan bound buffer (buffer terbatas) konsumen harus menunggu jika buffer kosong dan produsen harus menunggu jika buffer penuh. Sebuah proses produsen membentuk informasi yang dapat digunakan oleh proses konsumen. Contohnya sebuah program pencetak membuat banyak karakter yang diterima oleh driver pencetak. Untuk memperbolehkan proses produsen dan konsumen agar dapat berjalan secara terus menerus, maka harus disediakan buffer item yang dapat diisi oleh proses produsen dan dikosongkan oleh proses konsumen. Proses produsen dapat memproduksi sebuah item ketika konsumen sedang mengkonsumsi item yang lain. Produsen dan konsumen harus dapat selaras, sehingga konsumen harus menunggu hingga sebuah item telah diproduksi. 5.1.2. Sistem Message-Passing Sistem ini menyediakan suatu mekanisme agar proses-proses dapat berkomunikasi dan mesinkronkan tugas-tugasnya tanpa harus berbagi pakai ruang alamat yang sama dan terutama digunakan dalam lingkungan terdistribusi, dimana komunikasi proses terjadi antar komputer yang terhubung melalui jaringan. Fasilitas yang disediakan terdiri dari dua operasi yaitu send(message) dan receive(message). Pengiriman pesan ukuran yang tetap maupun dinamis. Jika suatu proses P dan Q berkomunikasi diantaranya harus mengirimkan pesan dan menerima pesan dari yang lainnya. Beberapa metode hubungan komunikasi antar proses tersebut diantaranya adalah: • Komunikasi langsung dan tidak langsung • Komunikasi sinkron dan asinkron • Penyangga (buffering) otomatis dan eksplisit


38

a. Komunikasi Langsung Proses-proses yang ingin dikomunikasikan harus memiliki sebuah cara untuk memilih satu dengan yang lain. Mereka dapat menggunakan komunikasi langsung/tidak langsung. Setiap proses yang ingin berkomunikasi harus memiliki nama yang bersifat eksplisit baik penerimaan atau pengirim dari komunikasi tersebut. Dalam konteks ini, pengiriman dan penerimaan pesan secara primitif dapat dijabarkan sebagai berikut: • Send (P, message) - mengirim sebuah pesan ke proses P. • Receive (Q, message) - menerima sebuah pesan dari proses Q. Sifat-sifat yang dimiliki oleh jaringan komunikasi pada pembataasan ini ialah: Sebuah jaringan harus didirikan antara kedua proses yang ingin berkomunikasi. Selain itu, dibutuhkan pengenal-pengenal khusus yang dapat digunakan sebagai pengidentifikasi dalam proses komunikasi tersebut. Sebuah jaringan terdiri atas tepat dua proses. Setiap pesan yang dikirim atau diterima oleh proses harus melalui tepat sebuah jaringan. Pembahasan ini memperlihatkan sebuah cara simetris dalam pemberian alamat. Oleh karena itu, baik keduanya yaitu pengirim dan penerima proses harus memberi nama bagi yang lain untuk dapat berkomunikasi, hanya pengirim yang memberikan nama bagi penerima saja sedangkan penerima tidak menyediakan nama bagi pengirim. Dalam konteks ini, pengirim dan penerima secara sederhana dapat dijabarkan sebagai: • •

Send (P, message) - mengirim sebuah pesan kepada proses P. Receive (ID, message) - menerima sebuah pesan dari semua proses. Variabel ID diatur sebagai nama dari proses dengan komunikasi.

Kerugian dari skema ini (simetris /asimetris) adalah keterbatasan modularitas, disebabkan oleh hanya ada paling banyak dua proses yang berkomunikasi dalam satu jaringan. Selain itu, perubahan pengenal-pengenal dari suatu proses yang digunakan dalam komunikasi dapat mengakibatkan jaringan yang telah terbentuk harus di-set ulang, karena seluruh referensi ke pengenal yang lama harus di-set ulang agar komunikasi dapat berjalan dengan baik. b. Komunikasi Tidak Langsung Dengan komunikasi tidak langsung, pesan akan dikirimkan pada dan diterima dari/melalui mailbox (Kotak Surat) atau terminal-terminal, sebuah mailbox dapat dilihat secara abstrak sebagai sebuah obyek didalam setiap pesan yang dapat ditempatkan dari proses dan dari setiap pesan yang bisa dipindahkan. Setiap kotak surat memiliki sebuah identifikasi (identitas) yang unik, sebuah proses dapat berkomunikasi dengan beberapa proses lain melalui sebuah nomor dari mailbox yang berbeda. Dua proses dapat saling berkomunikasi apabila kedua proses tersebut berbagi pakai mailbox. Pengirim dan penerima dapat dijabarkan sebagai: • •

Send (A, message) - mengirim pesan ke mailbox A. Receive (A, message) - menerima pesan dari mailbox A.

Dalam masalah ini, hubungan komunikasi mempunyai sifat sebagai berikut: Sebuah link dibangun diantara sepasang proses dimana kedua proses tersebut membagi mailbox. Sebuah link mungkin dapat berasosiasi dengan lebih dari dua proses. Diantara setiap pasang proses komunikasi, mungkin terdapat link yang berbeda-beda, dimana setiap link berhubungan pada satu mailbox. Misalkan terdapat proses P1, P2 dan P3 yang semuanya berbagi pakai mailbox. Proses P1 mengirim pesan ke A, ketika P2 dan P3 masing-masing mengeksekusi sebuah kiriman dari A. Proses mana yang akan menerima pesan yang dikirim P1? Jawabannya tergantung dari jalur yang kita pilih: Mengizinkan sebuah link berasosiasi dengan paling banyak dua proses. Mengizinkan paling banyak satu proses pada suatu waktu untuk mengeksekusi hasil kiriman (receive operation). Mengizinkan sistem untuk memilih secara mutlak proses mana yang akan menerima pesan (apakah itu P2 atau P3 tetapi tidak keduanya, tidak akan menerima pesan). Sistem mungkin mengidentifikasi penerima kepada pengirim.


39

Mailbox mungkin dapat dimiliki oleh sebuah proses atau sistem operasi. Jika mailbox dimiliki oleh proses, maka kita mendefinisikan antara pemilik (yang hanya dapat menerima pesan melalui mailbox) dan pengguna dari mailbox (yang hanya dapat mengirim pesan ke mailbox). Selama tiap-tiap mailbox mempunyai kepemilikan yang unik, maka tidak akan ada kebingungan tentang siapa yang harus menerima pesan dari mailbox. Ketika proses yang memiliki mailbox tersebut dihentikan, mailbox akan hilang. Semua proses yang mengirim pesan ke mailbox ini diberi pesan bahwa mailbox tersebut tidak lagi ada. Dengan kata lain, mempunyai mailbox sendiri yang independent, dan tidak melibatkan proses yang lain. Sistem operasi harus memiliki mekanisme yang mengizinkan proses untuk melakukan hal-hal di bawah ini: Membuat mailbox baru. Mengirim dan menerima pesan melalui mailbox. Menghapus mailbox. Proses yang pertama kali membuat sebuah mailbox secara default akan memiliki mailbox tersebut. Untuk pertama kali, hanya proses yang membuat mailbox yang dapat berkomunikasi melalui mailbox tersebut. Meskipun demikian, sebuah mailbox dapat saja di-assign ke proses lain, sehingga beberapa proses dapat berkomunikasi melalui mailbox tersebut. Proses komunikasi proses dengan menggunakan mailbox dapat dianalogikan sebagai kegiatan komunikasi dengan 'papan pesan'. Beberapa proses dapat memiliki sebuah mailbox bersama-sama, dimana mailbox ini berfungsi sebagai 'tempat penitipan pesan' bagi proses-proses yang berkomunikasi. Dalam komunikasi jenis ini, proses-proses hanya dapat berkomunikasi dengan proses lain yang berbagi mailbox yang sama dengan proses tersebut. c. Sinkronisasi Komunikasi antara proses membutuhkan place by calls untuk mengirim dan menerima data primitif. Terdapat desain yang berbeda-beda dalam implementasi setiap primitif. Pengiriman pesan mungkin dapat diblok (blocking) atau tidak dapat dibloking (nonblocking)-juga dikenal dengan nama sinkron atau asinkron. Pengiriman yang diblok: Proses pengiriman di blok sampai pesan diterima oleh proses penerima (receiving process) atau oleh mailbox. Pengiriman yang tidak diblok: Proses pengiriman pesan dan mengkalkulasi operasi. Penerimaan yang diblok: Penerima memblok sampai pesan tersedia. Penerimaan yang tidak diblok: Penerima mengembalikan pesan valid atau null. d. Buffering (Penyangga) Apa pun jenis komunikasinya, langsung atau tidak langsung, penukaran pesan oleh proses memerlukan antrian sementara. Pada dasarnya, terdapat tiga cara untuk mengimplementasikan antrian tersebut: Kapasitas Nol. Antrian mempunyai panjang maksimum 0, sehingga tidak ada penungguan pesan (message waiting). Dalam kasus ini, pengirim harus memblok sampai penerima menerima pesan. Kapasitas Terbatas. Antrian mempunyai panjang yang telah ditentukan, paling banyak n pesan dapat dimasukkan. Jika antrian tidak penuh ketika pesan dikirimkan, pesan yang baru akan menimpa, dan pengirim pengirim dapat melanjutkan eksekusi tanpa menunggu. Link mempunyai kapasitas terbatas. Jika link penuh, pengirim harus memblok sampai terdapat ruang pada antrian. Kapasitas Tidak Terbatas. Antrian mempunyai panjang yang tak terhingga, sehingga semua pesan dapat menunggu disini. Pengirim tidak akan pernah di blok.

5.2.

Sinkronisasi

Pada umumnya proses dapat bekerja sendiri (independent process) dan juga dapat bekerja bersama proses-proses yang lain (cooperating process). Ketika proses saling bekerjasama (cooperating process) maka proses-proses tersebut akan saling berbagi data. Pada saat proses-proses berbagi data, ada kemungkinan bahwa data yang dibagi secara bersama itu akan menjadi tidak konsisten, karena ada kemungkinan proses-proses tersebut melakukan akses secara bersamaan yang menyebabkan data tersebut berubah, hal ini disebut dengan Race Condition. Dalam sebuah sistem yang terdiri dari beberapa rangkaian cooperating process yang berjalan secara asinkron dan saling berbagi data, dapat terjadi seperti pada program berikut ini.


40

int counter = 0; //Proses yang dilakukan oleh produsen item nextProduced; while (1) { while (counter == BUFFER_SIZE) { ... do nothing ... } buffer[in] = nextProduced; in = (in + 1) % BUFFER_SIZE; counter++; } //Proses yang dilakukan oleh konsumen item nextConsumed; while (1) { while (counter == 0) { ... do nothing ... } nextConsumed = buffer[out] ; out = (out + 1) % BUFFER_SIZE; counter--; }

Pada program produser/konsumer terdapat perintah counter++ dan counter-- yang dapat diimplementasikan dengan bahasa mesin sebagai berikut: //counter++(nilai counter bertambah 1 setiap dieksekusi) register1 = counter register1 = register1 + 1 counter = register1 //counter--(nilai counter berkurang 1 setiap dieksekusi) register2 = counter register2 = register2 - 1 counter = register2 Dapat dilihat jika perintah dari counter++ dan counter-- dieksekusi secara bersama maka akan sulit untuk mengetahui nilai dari counter sebenarnya sehingga nilai dari counter itu akan menjadi tidak konsisten. Marilah kita lihat contoh berikut ini: //misalkan nilai awal counter adalah 2 produsen: register1 = counter (register1 = 2) produsen: register1 = register1 + 1 (register1 = 3) konsumen: register2 = counter (register2 = 2) konsumen: register2 = register2 - 1 (register2 = 1) konsumen: counter = register2 (counter = 1) produsen: counter = register1 (counter = 3) Pada contoh tersebut dapat kita lihat bahwa counter memiliki dua buah nilai yaitu bernilai tiga (pada saat counter++ dieksekusi) dan bernilai satu (pada saat counter-- dieksekusi). Hal ini menyebabkan nilai dari counter tersebut menjadi tidak konsisten. Perhatikan bahwa nilai dari counter akan bergantung dari perintah terakhir yang dieksekusi. Oleh karena itu kita membutuhkan sinkronisasi yang merupakan suatu upaya yang dilakukan agar proses-proses yang saling bekerja bersama-sama dieksekusi secara beraturan demi mencegah timbulnya suatu keadaan yang disebut dengan Race Condition. Race condition merupakan masalah yang dapat terjadi pada beberapa proses yang memanipulasi suatu data secara konkruen, sehingga data tersebut tidak sinkron lagi. Nilai akhirnya akan tergantung pada proses mana yang terakhir dieksekusi. Dalam kenyataannya, suatu proses akan lebih sering melakukan perhitungan internal dan hal-hal teknis lainnya tanpa ada bahaya Race Condition di sebagian besaran waktu. Namun beberapa proses


41

memiliki suatu segmen kode di mana jika segmen tersebut dieksekusi maka proses-proses tersebut dapat saling mengubah variabel, meng-update suatu tabel, menulis ke dalam file, dan lain sebagainya. Hal-hal seperti inilah yang dapat menyebabkan terjadinya Race Condition, dan segmen kode ini disebut sebagai Critical Section. Solusi untuk memecahkan permasalahan critical section adalah dengan merancang sebuah protokol dimana proses-proses dapat menggunakannya secara bersama-sama. Setiap proses harus meminta ijin untuk memasuki critical section-nya. Bagian dari kode yang mengimplementasikan ijin ini disebut entry section. Akhir dari critical section itu disebut exit section. Bagian kode selanjutnya disebut remainder section. Dalam pemecahan tersebut harus memenuhi tiga persyaratan sebagai berikut: a. Mutual Exclusion. Jika suatu proses sedang menjalankan critical section-nya, maka prosesproses lain tidak dapat menjalankan critical section mereka. Dengan kata lain, tidak ada dua proses yang berada di critical section pada saat yang bersamaan. b. Progress. Jika tidak ada proses yang sedang menjalankan critical section-nya dan ada prosesproses lain yang ingin masuk ke critical section, maka hanya proses-proses yang sedang berada dalam entry section saja yang dapat berkompetisi untuk mengerjakan critical section. c. Bounded waiting. Seandainya ada proses yang sedang menjalankan critical section, maka proses lain memiliki waktu tunggu yang ada batasnya untuk menjalankan critical section-nya, sehingga dapat dipastikan bahwa proses tersebut dapat mengakses critical section-nya (tidak mengalami starvation: proses seolah-olah berhenti, menunggu request akses ke critical section diperbolehkan). Berikut akan di perlihatkan algoritma untuk pemecahan masalah critical section. Setiap algoritma menggunakan dua proses dan dianggap berjalan secara concurrent/bersamaan. Ada dua jenis solusi masalah critical section, yaitu: 1. Solusi Perangkat Lunak. Dengan menggunakan algoritma-alogoritma yang nilai kebenarannya tidak tergantung pada asumsi-asumsi lain, selain bahwa setiap proses berjalan pada kecepatan yang bukan nol. 2. Solusi Perangkat Keras. Tergantung pada beberapa instruksi mesin tertentu, misalnya dengan me-non-aktifkan interupsi atau dengan mengunci suatu variabel tertentu.

5.2.1. Solusi Algoritma I Gagasan Algoritma ini adalah memberikan giliran kepada setiap proses untuk memasuki critical section-nya. Asumsi yang digunakan adalah setiap proses secara bergantian memasuki critical section-nya. Sebenarnya kedua proses berjalan secara bersamaan, dan kita tidak dapat memprediksi proses manakah yang akan berjalan duluan. Misalkan, yang pertama kali dieksekusi adalah baris pertama pada proses P0, maka turn akan diset menjadi 0, artinya sekarang giliran P0 untuk menggunakan critical section. Lalu, seandainya proses P1 yang dieksekusi, maka ia akan mengubah turn menjadi 1, artinya sekarang giliran P1 menggunakan critical section. Lalu P0 akan menunggu karena turn sudah berubah menjadi 1. Lalu P1 akan memasuki critical section karena turn=1. Setelah P1 selesai, maka ia akan mengubah turn menjadi 0, artinya P1 memberikan giliran P0 untuk menggunakan critical section. Selanjutnya P1 akan menunggu di while turn!=1 jika ingin menggunakan critical section lagi. Lalu P0 keluar dari loop, karena turn sudah menjadi 0, saatnya giliran P0 memasuki critical section. Setelah P0 selesai, P0 akan mengubah turn=1, artinya P0 memberikan giliran P1 untuk menggunakan critical section. Kejadian ini terus terjadi berulang-ulang. do{

do{ while(turn!=0);

while(turn!=1);

critical section

critical section

turn=1

turn=0

remainder section

remainder section

}while(TRUE);

}while(TRUE);

Proses P0

Proses P1


42

Permasalahannya terjadi jika suatu proses, misalkan P0 mendapat giliran, artinya turn=0, setelah selesai menggunakan critical section, P0 akan mengubah turn menjadi 1, seandainya P1 tidak membutuhkan critical section, turn akan tetap menjadi 1.

Lalu pada saat P0 membutuhkan akses ke critical section lagi, ia harus menunggu P1 menggunakan critical section dan mengubah turn menjadi 0. Akibatnya critical section dalam keadaan tidak dipakai oleh proses manapun, sedangkan ada proses (P0) yang membutuhkannya. Sampai kapanpun P1 tidak dapat mengakses critical section hingga P0 menggunakan critical section, lalu mengubah turn menjadi 0. Kondisi kekosongan dari critical section ini tidak memenuhi syarat solusi critical section yang kedua yaitu progress. Analogi Algoritma I seperti kamar mandi dua pintu (pintu depan dan pintu belakang), ada dua orang yang bergiliran memakai kamar mandi yaitu A dan B. Kamar mandi adalah critical section. A tidak dapat menggunakan kamar mandi hingga B menggunakan kamar mandi lalu memberikan giliran kepada A. Begitu juga sebaliknya.

5.2.2. Solusi Algoritma II Masalah yang terjadi pada algoritma I adalah ketika di entry section terdapat sebuah proses yang ingin masuk ke critical section, sementara di critical section sendiri tidak ada proses yang sedang berjalan, tetapi proses yang ada di entry section tadi tidak bisa masuk ke critical section. Hal ini terjadi karena giliran untuk memasuki critical section adalah giliran proses yang lain sementara proses tersebut masih berada di remainder section. Pada algoritma ini terlihat bahwa setiap proses melihat proses lain, apakah proses lain itu menginginkan critical section atau tidak. Jika ya, maka proses tersebut akan menunggu proses lain selesai memakai critical section. do{

do{ flag0=true while(flag1);

flag1=true while(flag0);

critical section

critical section

flag0=false

flag1=false

remainder section

remainder section

}while(TRUE);

}while(TRUE);

Proses P0

Proses P1

Pertama-tama, masing-masing flag di set false. Kemudian flag0 diset true, menandakan bahwa proses P0 ingin menggunakan critical section, lalu P0 melihat apakah flag1 true atau false (proses P1 menginginkan critical section atau tidak). Jika ya, maka proses P0 akan mengijinkan proses P1 menggunakannya dahulu dan P0 menunggu. Setelah selesai, maka proses P0 bergantian menggunakan critical section tersebut, ditandai dengan P1 mengeset flag1=false. Permasalahan muncul ketika, kedua proses secara bersamaan menginginkan critical section, maka kedua proses akan me-set flag masing-masing menjadi true. P0 menset flag0=true, P1 menset flag1=true. Lalu P0 akan menunggu P1 selesai menggunakan critical section dengan melihat flag1 apakah masih true. Sedangkan P1 juga akan menunggu P0 selesai menggunakan critical section dengan melihat apakah flag0 masih true. Akibatnya tidak ada yang mengakses critical section, sedangkan ada proses (P0 dan P1) yang ingin mengaksesnya. Sehingga syarat progress tidak terpenuhi. Kondisi ini akan terus bertahan.


43

5.2.3. Solusi Peterson’s/Algoritma III Idenya berasal dari algoritma I dan II. Algoritma III mengatasi kelemahan pada algoritma I dan II sehingga progres yang diperlukan untuk mengatasi critical section terpenuhi. Berikut ini code dari algoritma III:

do{ flag0=true turn=1 while((flag1)&&(turn==1));

do{ flag1=true turn=0 while((flag0)&&(turn==0));

critical section

critical section

flag0=false

flag1=false

remainder section

remainder section

}while(TRUE);

}while(TRUE);

Proses P0

Proses P1

Kali pertama masing flag diset false, menandakan bahwa proses tersebut tidak ingin menggunakan critical section. Kemudian ketika ada proses yang menginkan critical section, maka ia akan mengubah flag (memberikan tanda bahwa ia butuh critical section) lalu proses tersebut memberikan turn kepada lawannya. Jika lawannya menginginkan critical section dan turn adalah turn lawannya maka ia akan menunggu. Misalnya, proses-proses dieksekusi sesuai langkah-langkah berikut, Ketika proses P0 menginginkan critical section, maka ia me-set flag0=true, lalu P1 juga menginginkan critical section, maka ia akan me-set flag1=true. Selanjutnya P0 memberikan turn pada P1(turn=1), lalu P1 juga memberikan turn pada P0 (turn=0). Sehingga P0 dapat memasuki critical section, sedangkan P1 menunggu P0 selesai mengakses critical section lalu P0 merubah flag0=false. P1 sekarang dapat memasuki critical section, setelah selesai P1 akan merubah flag1=false, sedangkan turn terakhir bernilai 0. Jika P0 atau P1 selesai mengakses remainder section dan menginginkan critical section maka proses ini akan mirip seperti diatas tentunya yang lebih dulu memasuki critical section adalah yang lebih dulu memberikan turn. Jika hanya ada satu proses yang ingin memasuki critical section, maka ia dapat langsung masuk karena tidak perlu menunggu (karena flag lawannya bernilai false, tidak peduli berapapun nilai turnnya). Apabila kedua proses P0 dan P1 berjalan secara bersamaan, maka proses yang akan memasuki critical section lebih dulu adalah proses yang lebih dulu mempersilahkan proses lainnya (yang lebih dulu mengubah turn menjadi turn untuk proses lawan). Karena turn akan diberikan oleh proses yang terakhir kali memberikan turn, artinya proses yang terakhir akan menentukan nilai turn (mengubah turn menjadi turn untuk lawannya). Syarat progress terpenuhi karena ketika critical section tidak ada yang menggunakan dan ada prosesproses yang ingin menggunakannya maka dipastikan akan ada yang menggunakan critical section tersebut. Ilustrasi program dapat dilihat di bawah ini: // Copyright (c) 2000 by G. Gagne, P. Galvin, A. Silberschatz ++++++++++++++++++++++++ MutualExclusion.java +++++++++++++++++++++++++++++ public interface MutualExclusion { public void entrySection(int turn); public void exitSection(int turn); } ++++++++++++++++++++++++ Petersons.java +++++++++++++++++++++++++++++ public class Petersons implements MutualExclusion { private volatile int turn;


private volatile boolean flag0; private volatile boolean flag1; public Petersons() { flag0 = false; flag1 = false; turn = 0; } public void entrySection(int t) { int other = 1 - t; if (t == 0) { turn = other; flag0 = true; while ( (flag1 == true) && (turn == other) ) Thread.yield(); } else { turn = other; flag1 = true; while ( (flag0 == true) && (turn == other) ) Thread.yield(); } } public void exitSection(int t) { if(t == 0) flag0 = false; else flag1 = false; } } ++++++++++++++++++++++ MutualExclusionUtilities.java ++++++++++++++++++++ public class MutualExclusionUtilities { /** * critical and non-critical sections are simulated by sleeping * for a random amount of time between 0 and 3 seconds. */ public static void criticalSection(String name) { System.out.println(name + " in critical section"); SleepUtilities.nap(3); } public static void nonCriticalSection(String name) { System.out.println(name + " out of critical section"); SleepUtilities.nap(3); } }

++++++++++++++++++++++++ SleepUtilities.java ++++++++++++++++++++++++++++ public class SleepUtilities { /** * Nap between zero and NAP_TIME seconds. */ public static void nap() { nap(NAP_TIME); }

44


/** * Nap between zero and duration seconds. */ public static void nap(int duration) { int sleeptime = (int) (NAP_TIME * Math.random() ); try { Thread.sleep(sleeptime*1000); } catch (InterruptedException e) {} } private static final int NAP_TIME = 5; } ++++++++++++++++++++++++ Worker.java +++++++++++++++++++++++++++++ public class Worker implements Runnable { private String name; private int id; private MutualExclusion mutex; public Worker(String name, int id, MutualExclusion mutex) { this.name = name; this.id = id; this.mutex = mutex; } public void run() { while (true) { mutex.entrySection(id); MutualExclusionUtilities.criticalSection(name); mutex.exitSection(id); MutualExclusionUtilities.nonCriticalSection(name); } } } +++++++++++++++++++++++ AlgorithmFactory.java ++++++++++++++++++++++++++ public class AlgorithmFactory { public static void main(String args[]) { MutualExclusion algorithm = new Petersons(); Thread first = new Thread(new Worker("Worker 0", 0, algorithm)); Thread second = new Thread(new Worker("Worker 1", 1, algorithm)); first.start(); second.start(); } } RUN: Worker Worker Worker Worker Worker Worker Worker Worker …

0 0 1 1 0 0 1 1

in critical section out of critical section in critical section out of critical section in critical section out of critical section in critical section out of critical section

45


46

5.2.4. Solusi Banyak Proses Algoritma untuk solusi proses ini dinamakan algoritma bakery (tukang roti) dan berdasarkan algoritma penjadwalan yang biasa digunakan oleh tukang roti, es krim, registrasi sepeda motor dan sebagainya. Biasanya algoritma ini digunakan untuk lingkungan terdistribusi, namun untuk hal ini akan digunakan untuk lingkungan terpusat. Pada saat memasuki toko, setiap costumer menerima nomor antrian. Costumer dengan nomor terkecil akan dilayani terlebih dahulu. Sayang algoritma bakery tidak menjamin bahwa dua proses tidak akan menerima nomor yang sama. Untuk kasus ini proses dengan urutan nama yang terendah akan dilayani terlebih dahulu. Sehingga, jika Pi dan Pj menerima nomor yang sama dan jika i<j, maka Pi akan dilayani terlebih dahulu. Struktur data algoritma ini adalah: BOOL choosing[n]; //n adalah jumlah proses int number[n]; Struktur tersebut diinisialisasikan dengan nilai false dan 0. Definisi untuk notasi algoritma ini adalah sebagai berikut: • (a,b) < (c,d) jika a
= TRUE; max(number[0], number [1], ..., number [n+1])+1; = FALSE; < n; j++) { (choosing[j]); ((number[j]!=0) && ((number[j],j) < number[i],i)));

critical section number[i] = 0; remainder section } while (TRUE); Struktur proses Pi dalan algoritma bakery. Untuk membuktikan kebenaran algoritma ini, tunjukkan bahwa jika Pi di dalam critical section dan Pk (k ≠ i) telah dipilih number[k] ≠ 0, maka (number[i],i)<(number[k],k). Cukup sederhana untuk mengamati mutex pada algoritma ini, anggap Pi dalam critical section dan Pk mencoba untuk memasuki critical section Pk. Ketika proses Pk di eksekusi kedua kalinya sementara penyataan untuk j=i, proses tersebut mencari: • •

number[i] ≠ 0 (number[i],i) < (number[k],k)

Sehingga proses akan berulang sampai Pi meninggalkan critical section-nya. 5.2.5. Sinkronisasi Perangkat Keras Salah satu syarat untuk tercapainya sinkronisasi ialah harus tercipta suatu kondisi yang mutual exclusive, yaitu suatu kondisi dimana hanya ada sebuah proses yang sedang dieksekusi. Pada pendekatan perangkat keras ini ditekankan bagaimana caranya agar kondisi mutual exclusive itu tercapai. Pendekatan dari sisi perangkat keras dapat dibagi menjadi dua:


47

a. Processor Synchronous Central Processing Unit (CPU) mempunyai suatu mekanisme yang dinamakan interupsi. Di dalam sistem operasi, mekanisme ini digunakan secara intensif, atau dengan kata lain, banyak konsep sistem operasi yang menggunakan mekanisme ini. Sebagai contoh: system call, process scheduling, dan sebagainya. Berbicara mengenai sinkronisasi berarti kita mengasumsikan bahwa akan ada dua atau lebih proses yang sedang berjalan di komputer secara concurrent (bersamaan), atau dengan kata lain konsep time-shared yang sudah diimplementasikan di sistem operasi. Sistem time-shared yang sering diimplementasikan dengan algoritma RR (Round Robin), memanfaatkan mekanisme interupsi di CPU. Sehingga di dalam RR ada suatu satuan waktu yang dinamakan kuantum, dimana setiap kuantum dibatasi oleh satu interupsi perangkat lunak. Secara teknik, akan ada suatu interupsi, umumnya timer interupsi yang secara berkala akan menginterupsi sistem. Pada saat interupsi dilakukan sistem operasi akan segera melakukan proses pergantian dari proses yang satu ke proses yang lainnya sesuai dengan algoritma. Seperti yang telah diketahui bahwa untuk menghentikan instruksi tersebut diperlukan suatu mekanisme yang terdapat pada sistem operasi. Mekanisme tersebut sangat bergantung kepada mekanisme interupsi dari perangkat keras. Sehingga, jika kita menon-aktifkan interupsi pada saat sebuah proses berada di dalam critical section maka permasalahan dari sinkronisasi dapat diselesaikan. Kenyataannya para perancang komputer melihat celah ini, sehingga saat ini hampir semua komputer yang ada telah mengimplementasikan instruksi mesin yang dapat menon-aktifkan pelayanan interupsi, dan terdapat instruksi mesin lain yang kemudian akan mengaktifkan interupsi tersebut. Sebagai contoh sederhana, kita akan melihat contoh program dari prosesor keluarga x86. 00 01 02 03 04 05

mainModul: CLI ' masuk ke Critical Section dengan cara men-disable interupsi ADD AX,2 ' Critical Section .... ' Critical Section STI ' pergi dari Critical Section dengan cara meng-enable interupsi .... ' Remainder Section

Pada baris ke 01, prosesor akan menon-aktifkan interupsi, yang menyebabkan instruksi-instruksi berikutnya tidak akan terganggu oleh interupsi. Kemudian setelah setelah baris 02 dieksekusi maka proses akan keluar dari critical section, yang menyebabkan prosesor mengaktifkan kembali interupsi dan mekanisme scheduling di sistem operasi dapat berjalan kembali. Terlihat bahwa dengan mekanisme ini kita sudah cukup mengatasi isu yang ada. Tetapi ternyata mekanisme ini tidak dapat diterapkan dengan baik di lingkungan multiprocessor. Hal ini disebabkan jika kita menon-aktifkan interupsi, maka yang akan dinon-aktifkan hanyalah satu prosesor saja, sehingga dapat mengakibatkan terjadinya hal-hal yang tidak diinginkan. b. Memory Synchronous Dilihat dari nama mekanismenya, maka kita sudah dapat memprediksi bahwa mekanisme ini menggunakan jasa dari memori. Hal tersebut benar adanya, mekanisme memory synchronous memakai suatu nilai yang disimpan di dalam memori, dan jika suatu proses berhasil mengubah nilai ini, maka proses tersebut akan meneruskan ke instruksi selanjutnya. Tetapi jika tidak, maka proses ini akan berusaha terus untuk mengubah nilai tersebut. Jika diperhatikan, mekanisme ini lebih cocok dikategorikan sebagai pendekatan dari perangkat lunak. Namun, kenyatannya mekanisme ini memerlukan jasa dari perangkat keras. Mekanisme ini memiliki suatu syarat yang harus dipenuhi agar dapat berjalan sesuai dengan yang diinginkan yaitu perlunya perangkat keras yang mempunyai kemampuan untuk membuat suatu instruksi dijalankan secara atomik. Pengertian dari instruksi atomik adalah satu atau sekelompok instruksi yang tidak dapat dihentikan sampai instruksi tersebut selesai dijalankan. Keunggulan dari memory synchronous adalah pada lingkungan multiprocessor, semua processor akan terkena dampak ini. Jadi semua proses yang berada di processor, yang ingin mengakses critical


48

section, meski pun berada di processor yang berbeda-beda, akan berusaha untuk mengubah nilai yang dimaksud. Sehingga semua processor akan tersinkronisasi.

5.2.6. Instruksi Atomik Seperti yang telah dijelaskan pada bagian sebelumnya, instruksi atomik adalah satu atau sekelompok instruksi yang tidak dapat diberhentikan sampai instruksi tersebut selesai. Kita telah memakai instruksi ini pada method testAndSet. Instruksi yang dimaksud di sini adalah instruksi-instruksi pada high-level programming, bukanlah pada tingkat instruksi mesin yang memang sudah bersifat atomik. Sebagai contoh: i++ pada suatu bahasa pemrograman akan di-interpertasikan beberapa instruksi mesin yang bersifat atomik sebagai berikut. 00 BOOL testAndSet( BOOL target ) 01 { 02 target = true; 03 return target; 04 } ..... 56 while (testAndSet(lock)) { /* do nothing */ } 57 // Critical Section 58 lock = false; 59 // Remainder Section Metoda testAndSet haruslah bersifat atomik, sehingga method ini dianggap sebagai satu instruksi mesin. Perhatikan pada baris 56 dimana method ini dipakai. Pada baris ini proses berusaha untuk mengubah nilai dari variable reference lock. Jika tidak berhasil maka akan terus mencoba, tapi jika berhasil maka proses akan masuk ke critical section dan setelah ini proses akan mengubah nilai dari lock sehingga memberikan kemungkinan proses lain untuk masuk. 00 Mov AX,i ' load nilai i ke register Ax 01 Inc AX ' tambahkan nilai register Ax dengan angka 1 02 Mov i,AX ' simpan nilai register Ax ke i Instruksi baris 00-02 bersifat atomik, tetapi i++ tidak bersifat atomik, mengapa? Sebagai contoh kasus, katakanlah sekarang processor baru menyelesaikan baris 01, dan ternyata pada saat tersebut interupsi datang, dan menyebabkan processor melayani interupsi terlebih dahulu. Hal ini menyebabkan terhentinya instruksi i++ sebelum instruksi ini selesai. Jika instruksi ini (i++) bersifat atomik, maka ketiga instruksi mesin tersebut tidak akan diganggu dengan interupsi. Banyak mesin yang menyediakan instruksi hardware istimewa yang tidak bisa di-Interupsi. Instruksi-instruksi semacam ini dikenal dengan nama Instruksi Atomik. Berikutnya, akan dijelaskan 2 contoh Instruksi Atomik dan penggunaannya dalam penyelesaian masalah critical section. Instruksi TestAndSet merupakan sebuah instruksi yang melakukan test terhadap suatu nilai data dan memodifikasi nilai tersebut menjadi suatu nilai tertentu. Di bawah ini merupakan definisi dari instruksi swap: void swap(BOOL a, BOOL b) { BOOL temp; temp=a; a=b; b=temp; } Implementasi mutual-exclusion (mutex) dengan instruksi swap adalah sebagai berikut: do{ key=TRUE; do{ swap(lock,key) }while(key=TRUE);


49

critical section lock=FALSE; remainder section }while(TRUE); Sedangkan implementasi bounded-waiting mutex dengan test and set adalah seperti di bawah ini: BOOL waiting[n-1]; int j,i; //0..n-1 and i as other process BOOL key,lock; do{ waiting[i]=TRUE; key=TRUE; while(waiting[i]&& key){ key=testAndSet(lock); } waiting[i]=FALSE; critical section j=(i+1)%n; while((j!=i) && (!waiting[j])){ j=(j+1)%n; } if (j=i) lock=FALSE; else waiting[j]=FALSE; remainder section }while(TRUE);

5.3.

Semaphore

Masalah critical section bisa diselesaikan dengan penggunaan Instruksi Atomik. Akan tetapi, cara tersebut tidak mudah untuk diterapkan pada masalah yang lebih kompleks, misalnya ada lebih dari dua proses yang berjalan. Untuk mengatasi hal ini, kita dapat menggunakan alat sinkronisasi yang dinamakan semaphore. Semaphore S merupakan sebuah variabel integer yang diakses hanya melalui dua operasi standar atomik yaitu wait dan signal. void wait(int s){ while (s<=0){no-op;} s=s-1; } void signal(s){ s=s+1 } Berikut ini merupakan implementasi semaphore untuk mengatasi masalah critical-section. int mutex=1; do{ wait(mutex); critical section


50

signal(mutex); remainder section }while(TRUE); Dalam subrutin ini, proses akan memeriksa harga dari semaphor, apabila harganya 0 atau kurang maka proses akan menunggu, sebaliknya jika lebih dari 0, maka proses akan mengurangi nilai dari semaphore tersebut dan menjalankan operasi yang lain. Arti dari harga semaphore dalam kasus ini adalah hanya boleh satu proses yang dapat melewati subrutin wait pada suatu waktu tertentu, sampai ada salah satu atau proses itu sendiri yang akan memanggil signal. Pernyataan "menunggu" sebenarnya masih abstrak. Cara proses menunggu dapat dibagi menjadi dua: 1. Tipe Spinlock. Dalam tipe Spinlock, proses melakukan Spinlock waiting, yaitu melakukan iterasi(looping) secara terus menerus tanpa menjalankan perintah apapun. Dengan kata lain, proses terus berada di running state. Tipe Spinlock, yang biasa disebut busy waiting, menghabiskan CPU cycle. Pseudocode bisa dilihat di atas. Spinlock waiting berarti proses tersebut menunggu dengan cara menjalankan perintah-perintah yang tidak ada artinya. Dengan kata lain proses masih running state di dalam spinlock waiting. Keuntungan spinlock pada lingkungan multiprocessor adalah, tidak diperlukan context switch. Tetapi spinlock yang biasanya disebut busy waiting ini menghabiskan cpu cycle karena, daripada proses tersebut melakukan perintah-perintah yang tidak ada gunanya, sebaiknya dialihkan ke proses lain yang mungkin lebih membutuhkan untuk mengeksekusi perintah-perintah yang berguna. 2. Tipe Non-Spinlock. Dalam tipe Non-Spinlock, proses akan melakukan Non-Spinlock waiting, yaitu memblock dirinya sendiri dan secara otomatis masuk ke dalam waiting queue. Di dalam waiting queue, proses tidak aktif dan menunggu sampai ada proses lain yang membangunkannya dan membawanya ke ready queue. Berbeda dengan spinlock waiting, non-spinlock waiting, memanfaatkan fasilitas sistem operasi. Proses yang melakukan non-spinlock waiting akan memblock dirinya sendiri dan secara otomatis akan membawa proses tersebut ke dalam waiting queue. Di dalam waiting queue ini proses tidak aktif dan menunggu sampai ada proses lain yang membangunkan dia sehingga membawanya ke ready queue. Implementasi dari semaphore tersebut adalah sebagai berikut: typdef struct{ int value; struct process *list; }semaphore; void wait(semaphore* S){ S->value--; //S->value=S->value - 1 if (S->value<0){ add this process to S->list; block; } } void signal(semaphore* S){ if(S->value<=0){ remove process P from S->list; wakeup(P); } } Setiap semaphore mempunyai nilai integer dan daftar proses. Ketika sebuah proses harus menunggu dalam semaphore, proses tersebut di tambahkan ke dalam daftar proses. Operasi signal menghapus satu proses dari daftar tunggu dan membangunkan proses tersebut (wakeup).


51

Operasi block menghentikan (suspend) proses, sedangkan operasi wakeup(P) melanjutkan (resume) proses yang terblock sebelumnya. Pada umumnya ada dua jenis semaphore, yaitu: 1. Binary semaphore, adalah semaphore yang bernilai hanya 1 dan 0 2. Counting semaphore, adalah semaphore yang dapat bernilai 1 dan 0 dan nilai integer yang lainnya. Pembuatan counting semaphore banyak dilakukan para programer untuk memenuhi alat sinkronisasi yang sesuai dengannya. Ada beberapa jenis counting semaphore, yaitu semaphore yang dapat mencapai nilai negatif dan semaphore yang tidak dapat mencapai nilai negatif. Pada bagian ini, akan dibahas counting semaphore yang memperbolehkan harga negatif. 00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 10 11 12 13 14

binary-semaphore S1,S2; int C; wait (S1); C--; if ( C < 0 ) { signal (S1); wait (S2); } signal (S1); wait (S1); C++; if (C <= 0) signal (S2); else signal (S1);

Kita memerlukan dua binary semaphore pada kasus ini, maka pada baris 00 didefinisikan dua binary semaphore. Baris 01 mendefinisikan nilai dari semafor tersebut. Perlu diketahui di sini bahwa waitC adalah wait untuk counting semaphore, sedangkan wait adalah untuk binary semaphore. Jika diperhatikan pada subrutin waitC dan signalC di awal dan akhir diberikan pasangan wait dan signal dari binary semaphore. Fungsi dari binary semaphore ini adalah untuk menjamin critical section (instruksi wait dan signal dari semaphore bersifat atomik, maka begitu pula untuk waitC dan signalC, jadi kegunaan lain semaphore adalah untuk membuat suatu subrutin bersifat atomik). Binary semaphore S2 sendiri digunakan sebagai tempat menunggu giliran proses-proses. Prosesproses tersebut menunggu dengan cara spinlock atau non-spinlock tergantung dari implementasi binary semaphore yang ada. Perhatikan baris 03 dan 04. Baris ini berbeda dengan apa yang sudah dijabarkan pada bagian sebelumnya. Karena baris ini maka memungkinkan nilai semaphore untuk menjadi negatif. Nilai negatif mengandung informasi tambahan yang cukup berarti bagi kita yaitu bila nilai semaphore negatif, maka nilai absolut tersebut menunjukkan banyaknya proses yang sedang menunggu atau wait. Jadi arti baris 11 menyatakan bahwa bila ada proses yang menunggu maka semua proses dibangunkan untuk berkompetisi. Mengapa pada baris 05 dilakukan signal untuk S1? Alasannya karena seperti yang telah kita ketahui bahwa semaphore menjamin ketiga sifat dari critical section. Tetapi adalah tidak relevan bila pada saat waktu menunggu, waitC masih mempertahankan mutual exclusivenya. Bila hal ini terjadi, proses lain tidak akan dapat masuk, sedangkan proses yang berada di dalam menunggu proses yang lain untuk signal. Dengan kata lain deadlock terjadi. Jadi, baris 05 perlu dilakukan untuk menghilangkan sifat mutual exclusive pada saat suatu proses menunggu. Pada baris 12 hanya menyatakan signal untuk S2 saja. Hal ini bukanlah merupakan suatu masalah, karena jika signal S2 dipanggil, maka pasti ada proses yang menunggu akan masuk dan meneruskan ke instruksi 07 kemudian ke instruksi 08 di mana proses ini akan memanggil signal S1 yang akan mewakili kebutuhan di baris 12.


5.4.

52

Transaksi Atomik

Yang dimaksud dengan transaksi atomik adalah suatu transaksi yang dilakukan secara keseluruhan atau tidak dilakukan sama sekali. Sebagai ilustrasi adalah ketika dilakukan transfer dari rekening A ke rekening B terjadi kegagalan listrik, maka lebih baik tidak dilakukan perubahan terhadap balance setiap rekening. Disinilah digunakan instruksi atomik. Keatomikan (atomicity) merupakan komponen penting dalam menghindari bahaya race condition. Operasi atomik dijamin hanya ada dua kemungkinan keluaran (contohnya berhasil atau gagal) dan ketika banyak proses berusaha melakukan operasi atomik dapat dipastikan hanya satu yang akan berhasil (meskipun semuanya dapat gagal). Umumnya, keatomikan diimplementasikan dengan menyediakan mekanisme yang mencatat transaksi mana yang telah dimulai dan selesai atau dengan membuat salinan data sebelum dilakukan perubahan. Sebagai contoh banyak database mendukung mekanisme commit-rollback dalam penerapan transaksi atomik, dimana bila transaksi berhasil maka dilakukan commit tetapi bila transaksi gagal akan dilakukan rollback ke kondisi awal. Metode ini biasanya menyimpan perubahan dalam sebuah log. Bila sebuah perubahan berhasil dilakukan maka akan disimpan dalam log. Bila terjadi kegagalan maka hal tersebut tidak disimpan dalam log. Bila diperlukan kondisi akan diubah ke kondisi terakhir dari transaksi yang berhasil. Pada tingkat hardware diperlukan instruksi seperti TestAndSet dan operasi increment/decrement. Bila diperlukan maka dapat dilakukan pencegahan pelayanan interupsi yang terjadi ketika transaksi dijalankan dimana transaksi tersebut harus selesai dijalankan barulah interupsi dilayani.

5.5.

Masalah Umum Sinkronisasi

Secara garis besar ada tiga masalah umum yang berkaitan dengan sinkronisasi yang dapat diselesaikan dengan menggunakan semaphore, ketiga masalah itu adalah: 1. Masalah Bounded Buffer (Producer/Consumer) 2. Masalah Readers/Writers 3. Masalah Dining Philosophers

5.5.1. Bounded Buffer Yang dimaksud dengan bounded buffer adalah suatu struktur data untuk menampung (buffer) suatu nilai dengan kapasitas tertentu (bounded). Bounded buffer mampu menyimpan beberapa nilai dan mengeluarkannya kembali ketika diperlukan. Contoh dari penggunaan bounded buffer adalah pada proses produsen-konsumen. Produsen akan menghasilkan suatu barang dan konsumen akan mengkonsumsi barang yang dihasilkan oleh produsen. Setelah menghasilkan suatu barang, produsen akan menaruh barang itu di bounded buffer. Jika konsumen membutuhkan suatu barang, maka dia akan mengambil dari bounded buffer. Jadi produsen dan konsumen ini akan mengakses bounded buffer yang sama. Yang menjadi masalah adalah bagaimana jika dua proses berbeda, yaitu produsen dan konsumen, berusaha mengakses buffer tersebut dalam waktu bersamaan. Kedua proses akan berlomba untuk memasuki critical section. Lalu apa yang terjadi bila ketika produsen ingin mengisi sebuah item ke buffer, ternyata buffer sudah penuh (karena kapasitasnya terbatas)? Apakah produsen tetap mengisi buffer tersebut dengan item yang baru sehingga item lama yang belum dibaca konsumen akan hilang? Sebaliknya bagaimana bila konsumen ingin membaca item dari buffer tetapi ternyata tidak ada item di dalam buffer (buffer kosong)? Perhatikan contoh program di bawah ini: // // // // //

Authors: Greg Gagne, Peter Galvin, Avi Silberschatz Slightly Modified by: Rahmat M. Samik-Ibrahim Add message : Imam Muiz Copyright (c) 2000 by G. Gagne, P. Galvin, A. Silberschatz Applied Operating Systems Concepts - John Wiley and Sons, Inc.

++++++++++++++++++++++++++ Semaphore.java +++++++++++++++++++++++++++++++ final class Semaphore {


53

private int value; private String name; public Semaphore(String nm){ value = 0; name=nm; System.out.println("["+name+"] first value: "+value); } public Semaphore(int v,String nm){ value = v; name=nm; System.out.println("["+name+"] first value: "+value); } public synchronized void P(){ while (value <= 0) { try { System.out.println("["+name+"] S.P waiting.."); wait(); } catch (InterruptedException e) { System.out.println("["+name+"] Intr: "+e.getMessage()); } } value--; System.out.println("["+name+"] value--: "+value); } public synchronized void V(){ ++value; System.out.println("["+name+"] ++value: "+value); System.out.println("["+name+"] S.V signaling..."); notify(); } } ++++++++++++++++++++++++++ Producer.java +++++++++++++++++++++++++++++++++ import java.util.*; class Producer extends Thread{ private BoundedBuffer buffer; public Producer(BoundedBuffer b){ buffer = b; } public void run(){ Date message; while (true){ BoundedBuffer.napping(); message = new Date(); System.out.println("P: PRODUCE " + message); buffer.enter(message); } } }

++++++++++++++++++++++++++ Consumer.java +++++++++++++++++++++++++++++++++ import java.util.*; class Consumer extends Thread{ private BoundedBuffer buffer; public Consumer(BoundedBuffer b){


buffer = b; } public void run(){ Date message; while (true){ BoundedBuffer.napping(); System.out.println("C: CONSUME START"); message = (Date)buffer.remove(); } } }

++++++++++++++++++++++++++ BoundedBuffer.java +++++++++++++++++++++++++++ class BoundedBuffer{ public static final int NAP_TIME = 5; private static final int BUFFER_SIZE = 3; private Semaphore mutex; private Semaphore empty; private Semaphore full; private int count, in, out; private Object[] buffer; public BoundedBuffer(){ count = 0; in = 0; out = 0; buffer = new Object[BUFFER_SIZE]; mutex = new Semaphore(1,"mutex"); empty = new Semaphore(BUFFER_SIZE,"empty"); full = new Semaphore(0,"full"); } public static void napping(){ int sleepTime = (int) (NAP_TIME * Math.random() ); try { Thread.sleep(sleepTime*1000); } catch(InterruptedException e) { System.out.println("Intr: "+e.getMessage()); } } public void enter(Object item){ empty.P(); mutex.P(); ++count; System.out.println("++count: "+count); buffer[in] = item; in = (in + 1) % BUFFER_SIZE; System.out.println("P: ENTER " + item); mutex.V(); full.V(); } public Object remove(){ Object item; full.P(); mutex.P(); --count; System.out.println("--count: "+count);

54


item = buffer[out]; out = (out + 1) % BUFFER_SIZE; System.out.println("C: CONSUMED+REMOVE " + item); mutex.V(); empty.V(); return item; } } ++++++++++++++++++++++++++ Main.java +++++++++++++++++++++++++++++++++ import java.util.*; public class Main { public static void main(String args[]){ BoundedBuffer server = new BoundedBuffer(); Producer producerThread = new Producer(server); Consumer consumerThread = new Consumer(server); producerThread.start(); consumerThread.start(); } }

Run: [mutex] first value: 1 [empty] first value: 3 [full] first value: 0 P: PRODUCE Sat Oct 20 19:54:30 ICT 2007 [empty] value--: 2 [mutex] value--: 0 ++count: 1 P: ENTER Sat Oct 20 19:54:30 ICT 2007 [mutex] ++value: 1 [mutex] S.V signaling... [full] ++value: 1 [full] S.V signaling... C: CONSUME START [full] value--: 0 [mutex] value--: 0 --count: 0 C: CONSUMED+REMOVE Sat Oct 20 19:54:30 ICT 2007 [mutex] ++value: 1 [mutex] S.V signaling... [empty] ++value: 3 [empty] S.V signaling... P: PRODUCE Sat Oct 20 19:54:33 ICT 2007 [empty] value--: 2 [mutex] value--: 0 ++count: 1 P: ENTER Sat Oct 20 19:54:33 ICT 2007 [mutex] ++value: 1 [mutex] S.V signaling... [full] ++value: 1 [full] S.V signaling... P: PRODUCE Sat Oct 20 19:54:33 ICT 2007 [empty] value--: 1 [mutex] value--: 0 ++count: 2 P: ENTER Sat Oct 20 19:54:33 ICT 2007 … … …

55


56

5.5.2. Readers/Writers Salah satu dari sekian banyak permasalahan sinkronisasi yang sering terjadi di dunia nyata, yaitu ketika ada dua jenis proses readers dan writers saling berbagi (shared) data dan mengakses database secara paralel. Proses yang pertama (reader) bertugas untuk membaca data, sedangkan proses kedua bertugas untuk menulis data baru/mengupdate nilai dalam data (writer). Solusinya adalah menjadikan proses dapat dijalankan dalam keadaan terpisah/terisolasi dari proses lain. Untuk menghindari gangguan dalam perubahan data, writer harus mempunyai kemampuan mengakses data secara eksklusif. Kondisi berikut harus dipenuhi oleh readers dan writers: a. Maksimal hanya ada satu writer yang mengubah data. Jika suatu writer sedang mengubah data, maka tidak ada satupun reader yang diperbolehkan untuk membaca data. b. Dalam suatu waktu diperbolehkan lebih dari satu reader membaca data. Ketika data sedang dibaca, tidak ada writer yang boleh mengubah data. Dalam memecahkan masalah Readers-Writers haruslah memenuhi kondisi berikut: • Readers yang baru tiba mendapat prioritas yang lebih tinggi daripada writers yang sedang menunggu. • Jika ada lebih dari satu reader yang sedang berada dalam critical section, maka reader yang lain diijinkan untuk memasuki critical section juga. • Writer yang sedang menunggu dapat mengakses data hanya bila tidak ada writers yang sedang berada di dalam sistem. • Ketika writers sedang dijalankan oleh sistem, semua readers yang akan menunggu mempunyai prioritas yang lebih tinggi untuk dijalankan daripada writers yang sedang mengantri. Akan tetapi, dari solusi ini masih timbul permasalahan baru. yaitu ketika readers terus menerus datang, writers tidak akan mendapatkan giliran untuk mengakses data (starvation). Perhatikan program di bawah ini: // Copyright (c) 2000 Gagne, Galvin, Silberschatz ++++++++++++++++++++++++++ Semaphore.java +++++++++++++++++++++++++++++++ final class Semaphore { private int value; private String name; public Semaphore(String nm){ value = 0; name=nm; System.out.println("["+name+"] first value: "+value); } public Semaphore(int v,String nm){ value = v; name=nm; System.out.println("["+name+"] first value: "+value); } public synchronized void P(){ while (value <= 0) { try { System.out.println("["+name+"] S.P waiting.."); wait(); } catch (InterruptedException e) { System.out.println("["+name+"] Intr: "+e.getMessage()); } } value--; System.out.println("["+name+"] value--: "+value);


57

} public synchronized void V(){ ++value; System.out.println("["+name+"] ++value: "+value); System.out.println("["+name+"] S.V signaling..."); notify(); } } ++++++++++++++++++++++++++ Reader.java +++++++++++++++++++++++++++++++++ class Reader extends Thread { private Database server; private int readerNum; public Reader(int readerNum = r; server = db; }

r, Database db)

public void run() { int c; while (true) { System.out.println("READER Database.napping(); System.out.println("READER c = server.startRead(); System.out.println("READER Reader Count = " + c); Database.napping(); System.out.println("READER "); c = server.endRead(); } }

{

" + readerNum + " IS SLEEPING."); " + readerNum + " WANTS TO READ."); " + readerNum +"

IS

" + readerNum + " IS DONE

READING.

READING.

} ++++++++++++++++++++++++++ Writer.java +++++++++++++++++++++++++++++++++ class Writer extends Thread { private Database server; private int writerNum; public Writer(int w, Database db) { writerNum = w; server = db; } public void run() { while (true) { System.out.println("WRITER " + writerNum + " IS SLEEPING."); Database.napping(); System.out.println("WRITER " + writerNum + " WANTS To WRITE."); server.startWrite(); System.out.println("WRITER " + writerNum + " IS WRITING."); Database.napping(); System.out.println("WRITER " + writerNum + " IS DONE WRITING."); server.endWrite(); } } } ++++++++++++++++++++++++++ Database.java +++++++++++++++++++++++++++++++++ class Database { private int readerCount;


Semaphore mutex; Semaphore db; private static final int NAP_TIME = 15; public Database() { readerCount = 0; mutex = new Semaphore(1,"mutex"); db = new Semaphore(1,"db"); } public static void napping() { int sleepTime = (int) (NAP_TIME * Math.random() ); try { Thread.sleep(sleepTime*1000); } catch(InterruptedException e) {} } public int startRead() { mutex.P(); ++readerCount; System.out.println("++readerCount: "+readerCount); if (readerCount == 1) { db.P(); } mutex.V(); return readerCount; } public int endRead() { mutex.P(); --readerCount; System.out.println("--readerCount: "+readerCount); if (readerCount == 0) { db.V();; } mutex.V(); return readerCount; } public void startWrite() { db.P(); } public void endWrite() { db.V(); } } // // // // // // // // // // // //

The Class java.lang.Thread When a thread is created, it is not yet active; it begins to run when method start is called. Invoking the .tart method causes this thread to begin execution; by calling the .run. method. public class Thread implements Runnable { ... public void run(); public void start() throws IllegalThreadStateException; ... }

++++++++++++++++++++++++++ Main.java +++++++++++++++++++++++++++++++++ public class Main{

58


private static final int NUM_OF_READERS = 3; private static final int NUM_OF_WRITERS = 2; public static void main(String args[]) { Database server = new Database(); Reader[] readerArray = new Reader[NUM_OF_READERS]; Writer[] writerArray = new Writer[NUM_OF_WRITERS]; for (int i = 0; i < NUM_OF_READERS; i++) { readerArray[i] = new Reader(i, server); readerArray[i].start(); } for (int i = 0; i < NUM_OF_WRITERS; i++) { writerArray[i] = new Writer(i, server); writerArray[i].start(); } } }

RUN: [mutex] first value: 1 [db] first value: 1 READER 0 IS SLEEPING. READER 1 IS SLEEPING. READER 2 IS SLEEPING. WRITER 0 IS SLEEPING. WRITER 1 IS SLEEPING. WRITER 1 WANTS To WRITE. [db] value--: 0 WRITER 1 IS WRITING. WRITER 1 IS DONE WRITING. [db] ++value: 1 [db] S.V signaling... WRITER 1 IS SLEEPING. WRITER 1 WANTS To WRITE. [db] value--: 0 WRITER 1 IS WRITING. READER 2 WANTS TO READ. [mutex] value--: 0 ++readerCount: 1 [db] S.P waiting.. WRITER 0 WANTS To WRITE. [db] S.P waiting.. READER 0 WANTS TO READ. [mutex] S.P waiting.. READER 1 WANTS TO READ. [mutex] S.P waiting.. WRITER 1 IS DONE WRITING. [db] ++value: 1 [db] S.V signaling... [db] value--: 0 [mutex] ++value: 1 [mutex] S.V signaling... READER 2 IS READING. Reader Count = 1 [mutex] value--: 0 ++readerCount: 2 [mutex] ++value: 1 [mutex] S.V signaling... READER 0 IS READING. Reader Count = 2 [mutex] value--: 0 ++readerCount: 3

59


60

[mutex] ++value: 1 [mutex] S.V signaling... READER 1 IS READING. Reader Count = 3 WRITER 1 IS SLEEPING. READER 1 IS DONE READING. [mutex] value--: 0 --readerCount: 2 [mutex] ++value: 1 [mutex] S.V signaling... READER 1 IS SLEEPING. WRITER 1 WANTS To WRITE. [db] S.P waiting.. READER 1 WANTS TO READ. … … … 5.5.3. Makan Malam Para Philosoper Anggap ada lima philosoper yang menghabiskan hidupnya hanya berpikir dan makan. Para philosoper tersebut bertemu di meja makan yang berbentuk lingkaran dan dikelilingi dengan lima kursi untuk tiaptiap philosoper tersebut. Di tengah meja diletakkan sebakul nasi dan lima buah batang sumpit seperti pada gambar. Ketika seorang philosoper berpikir, dia tidak dapat berinteraksi dengan rekannya. Dari waktu ke waktu, philosoper lapar dan mecoba mengambil dua batang sumpit yang berada di dekatnya yaitu sebatang sumpit di antara sebelah kirinya (sebelah kanan rekannya) dan sebelah kanannya (sebelah kiri rekannya). Philosoper hanya boleh mengambil satu batang sumpit setaip waktu, dan tidak dapat mengambil sumpit tersebut jika sedang digunakan oleh rekannya yang lain. Ketika lapar philosoper akan mengambil dua batang sumpit secara bersamaan, dan makan tanpa melepas sumpitsumpit tersebut. Jika sudah selesai dia meletakkan kedua sumpit tersebut lalu berpikir lagi dan seterusnya.

Gambar 5.2 Makan malam para philosoper Solusi untuk mengatasi permasalahan di atas dengan menggunakan semaphore agar tidak terjadinya deadlock dan starvation. Setiap batang sumpit di representasikan dengan semaphore. Seorang philosopher mengambil sumpit dengan mengeksekusi operasi wait dan melepas sumpit tersebut dengan operasi signal. Ada beberapa hal untuk menyakinkan tidak terajadinya deadlock, yaitu: • Mengijinkan selebihnya empat philosopher untuk duduk bersamaan di meja • Mengijinkan seorang philosopher untuk mengambil sumpitnya jika dua batang sumpit tersedia • Gunakan solusi asimetris, yaitu philosopher yang ganjil mengambil dua batang sumpit di kanan dan kirinya dan philosopher yang genap dua batang sumpit di kanan dan kirinya juga. Perhatikan program di bawah ini:


+++++++++++++++++++++++++ Semaphore.java++++++++++++++++++++++++ final class Semaphore { /** Creates a new instance of Semaphore */ private int value; private String name; public Semaphore(String nm){ value = 0; name=nm; System.out.println("["+name+"] first value: "+value); } public Semaphore(int v,String nm){ value = v; name=nm; System.out.println("["+name+"] first value: "+value); } public synchronized void P(String owner){ while (value <= 0) { try { System.out.println(owner+": ["+name+"] S.P waiting.."); wait(); } catch (InterruptedException e) {} } if (value>0) System.out.println(owner+": ["+name+"] diambil."); value--; //System.out.println(owner+": ["+name+"] value--: "+value); } public synchronized void V(String owner){ ++value; System.out.println(owner+": ["+name+"] diletakkan."); //System.out.println(owner+": ["+name+"] S.V signaling..."); notify(); } } +++++++++++++++++++++++++ Philosoper.java++++++++++++++++++++++++ class Philosoper extends Thread{ private Semaphore[] Chopsticks; private int numID; private int numPh; private static final int NAP_TIME = 5; public Philosoper(int id, int num, Semaphore[] cs) { numID=id; numPh=num; Chopsticks=cs; } public static void napping() { int sleepTime = (int) (NAP_TIME * Math.random() ); try { sleep(sleepTime*1000); } catch(InterruptedException e) {} } public void run(){ while(true){

61


62

char cp=(char)(65+numID); System.out.println("PHILOSOPER "+cp+" MAU MAKAN."); Chopsticks[numID].P("PHILOSOPER "+cp); Chopsticks[(numID+1) % numPh].P("PHILOSOPER "+cp); napping(); System.out.println("PHILOSOPER "+cp+" MAU BERPIKIR."); Chopsticks[numID].V("PHILOSOPER "+cp); Chopsticks[(numID+1) % numPh].V("PHILOSOPER "+cp); napping(); } } } +++++++++++++++++++++++++ Main.java++++++++++++++++++++++++ public class Main{ private static final int NUM_OF_PHILOSOPER = 5; public static void main(String args[]) { Semaphore[] Chopsticks=new Semaphore[NUM_OF_PHILOSOPER]; Philosoper[] Philosops=new Philosoper[NUM_OF_PHILOSOPER]; for (int i=0;i
5.6.

first value: 1 first value: 1 first value: 1 first value: 1 first value: 1 A MAU MAKAN. A: [Sumpit 0] diambil. A: [Sumpit 1] diambil. B MAU MAKAN. B: [Sumpit 1] S.P waiting.. C MAU MAKAN. C: [Sumpit 2] diambil. C: [Sumpit 3] diambil. D MAU MAKAN. D: [Sumpit 3] S.P waiting.. E MAU MAKAN. E: [Sumpit 4] diambil. E: [Sumpit 0] S.P waiting.. A MAU BERPIKIR. A: [Sumpit 0] diletakkan. E: [Sumpit 0] diambil. A: [Sumpit 1] diletakkan. B: [Sumpit 1] diambil. B: [Sumpit 2] S.P waiting.. C MAU BERPIKIR. C: [Sumpit 2] diletakkan. B: [Sumpit 2] diambil.

PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER PHILOSOPER

C: [Sumpit 3] diletakkan. D: [Sumpit 3] diambil. D: [Sumpit 4] S.P waiting.. B MAU BERPIKIR. B: [Sumpit 1] diletakkan. B: [Sumpit 2] diletakkan. A MAU MAKAN. A: [Sumpit 0] S.P waiting.. C MAU MAKAN. C: [Sumpit 2] diambil. C: [Sumpit 3] S.P waiting.. B MAU MAKAN. B: [Sumpit 1] diambil. B: [Sumpit 2] S.P waiting.. E MAU BERPIKIR. E: [Sumpit 4] diletakkan. E: [Sumpit 0] diletakkan. A: [Sumpit 0] diambil. A: [Sumpit 1] S.P waiting.. D: [Sumpit 4] diambil. D MAU BERPIKIR. D: [Sumpit 3] diletakkan. D: [Sumpit 4] diletakkan. C: [Sumpit 3] diambil.

Critical Region

Critical region adalah bagian dari program dan ditetapkan untuk selalu berada dalam keadaan mutual exclusion. Perbedaan critical region ini dengan mutual exclusion biasa yang dibahas sebelumnya adalah critical region diimplementasikan oleh kompilator. Keuntungan menggunakan ini adalah programer tidak perlu lagi mengimplementasikan algoritma yang rumit untuk mendapatkan mutual exclusion.


60

Critical region memiliki sebuah komponen boolean yang menguji apakah bagian dari program boleh masuk kedalam state critical region atau tidak. Jika nilai boolean ini true maka proses boleh masuk ke critical region. Jika boolean ini bernilai false bagian yang ini akan dimasukan kedalam sebuah antrian sampai nilai boolean ini bernilai true. Dalam critical region dikenal ada 2 antrian: main queue dan event queue. Main queue berfungsi untuk menampung proses yang akan memasuki critical region hanya saja critical region masih digunakan oleh proses lain. Event queue berguna untuk menampung proses yang tidak dapat memasuki critical region karena nilai boolean-nya bernilai false. Komstruksi sinkronisasi critical-region membutuhkan variabel v dari tipe T, dimana akan berbagi pakai diantara beberapa proses. Deklarasinya yaitu: var v: shared T; dan variabel v hanya dapat diakses di dalam region yang dinyatakan dengan: region v when B do S; Maksud dari pernyataan di atas adalah selama S dieksekusi, tidak ada proses yang dapat mengakses variabel v. Ekspresi B adalah tipe boolean yang menentukan akses ke critical region. var buffer: shared record pool: array[0..n-1] of item; count, in, out: integer; end; Produser memproses masukan item nextp baru ke shared buffer dengan mengeksekusi: region buffer when count < n do begin pool[in]:=nextp; in:=in+1 mod n; count:=count+1; end; Konsumen memproses keluaran item dari shared buffer dan meletakkannya ke nextc dengan mengeksekusi: region buffer when count>0 do begin nextc:=pool[out]; out:=out+1 mod n count:=count-1; end; Implementasi konstruksi conditional-region dengan semaphore adalah sebagai berikut: semaphore mutex=1, delay1=0, delay2=0; int count1=0, count2=0; wait(mutex); while(!B){ count1++; if (count2>0) signal(delay2); else signal(mutex); wait(delay1); count1--; count2++;


61

if (count1>0) signal(delay1); else signal(delay2); wait(delay2); count2=--; } S; if(count1>0) signal(delay1); else if(coun2>0) signal(delay2); else signal(mutex);

5.7.

Monitor

Konsep monitor diperkenalkan pertama kali oleh Hoare (1974) dan Brinch Hansen (1975) untuk mengatasi beberapa masalah yang timbul ketika memakai semaphore. Monitor merupakan kumpulan dari prosedur, variabel, dan struktur data dalam satu modul. Monitor hanya dapat diakses dengan menjalankan fungsinya. Kita tidak dapat mengambil variabel dari monitor tanpa melalui prosedurnya. Hal ini dilakukan untuk melindungi variabel dari akses yang tidak sah dan juga mengurangi terjadinya error. shared variable declarations void bodyP1 (....) { ...... } void bodyP2 (....) { ...... } ..... void bodyPn (....) { ...... } void main{ initialization code } Konstruksi monitor memastikan hanya satu proses yang aktif pada suatu waktu. Sehingga sebenarnya programmer tidak membutuhkan synchronization codes yang disisipkan secara eksplisit. Akan tetapi konstruksi monitor tidak benar-benar powerfull untuk modelisasi sebuah skema synchronization, sehingga perlu ditambahkan mekanisme sinkronisasi tambahan. Mekanisme ini disediakan oleh konstruksi conditional, seperti deklarasi variabel di bawah ini: condition x,y; wait dan signal merupakan operasi-operasi yang dapat dipanggil dalam variabel kondisi.


62

Gambar 5.3 Schematic view monitor Operasi x.wait menahan proses sampai proses lain memanggil x.signal. Operasi x.signal melanjutkan proses yang tertahan, jika tidak ada proses yang tertahan operasi ini tidak mempunyai pengaruh apa-apa. Misalkan x.signal dipanggil oleh proses P, lalu ada proses Q tertahan dan diasosiasikan dengan kondisi x. Jelasnya jika proses Q yang tertahan diijinkan untuk melanjutkan eksekusinya, pensinyalan proses P harus menunggu. Jika tidak kedua P dan Q akan aktif secara simultan melalui monitor. Ada dua kemungkinan yang terjadi yaitu: 1. P menunggu sampai Q meninggalkan monitor atau menunggu untuk kondisi lain 2. Q menunggu sampai Pmeninggalkan monitor atau menunggu untuk kondisi lain.

Gambar 5.4 Monitor dengan variabel-variabel kondisi Monitor merupakan konsep bahasa pemrograman, sehingga kompilator bertanggung jawab dalam mengkondisikan monitor sebagai mutual eksklusif. Namun, tidak semua kompilator bisa menerapkannya. Sehingga meski bahasa pemrograman yang sama mungkin tidak memiliki semaphore, akan tetapi menambahkan semaphore akan lebih mudah.


63

6. DEADLOCK Deadlock dalam arti sebenarnya adalah kebuntuan. Kebuntuan yang dimaksud dalam sistem operasi adalah kebuntuan proses. Jadi Deadlock ialah suatu kondisi dimana proses tidak berjalan lagi atau tidak ada komunikasi lagi antar proses. Deadlock disebabkan karena proses yang satu menunggu sumber daya yang sedang dipegang oleh proses lain, proses lain itu pun sedang menunggu sumber daya yang dipegang olehnya. Dengan kata lain setiap proses dalam set menunggu untuk sumber yang hanya dapat dikerjakan oleh proses lain dalam set sedang menunggu. Contoh sederhananya ialah pada gambar berikut ini.

Gambar 6.1 Terjadinya deadlock pada jembatan penyebrangan Contoh yang lain terjadi pada persimpangan jalan:

Gambar 6.2 Deadlock terjadi pada persimpangan jalan Dalam kasus ini setiap mobil bergerak sesuai nomor yang ditentukan, tetapi tanpa pengaturan yang benar, maka setiap mobil akan bertemu pada satu titik yang permanen (yang dilingkari) atau dapat dikatakan bahwa setiap mobil tidak dapat melanjutkan perjalanan lagi atau dengan kata lain terjadi Deadlock. Kejadian Deadlock selalu tidak lepas dari sumber daya, bahwa hampir seluruhnya merupakan masalah sumber daya yang digunakan bersama-sama. Oleh karena itu, kita juga perlu tahu tentang jenis sumber daya, yaitu: sumber daya dapat digunakan lagi berulang-ulang dan sumber daya yang dapat digunakan dan habis dipakai atau dapat dikatakan sumber daya sekali pakai. Sumber daya ini tidak habis dipakai oleh proses mana pun.Tetapi setelah proses berakhir, sumber daya ini dikembalikan untuk dipakai oleh proses lain yang sebelumnya tidak kebagian sumber daya ini. Contohnya prosesor, Channel I/O, disk, semaphore. Contoh peran sumber daya jenis ini pada terjadinya Deadlock ialah misalnya sebuah proses memakai disk A dan B, maka akan terjadi Deadlock jika setiap proses sudah memiliki salah satu disk dan meminta disk yang lain. Masalah ini tidak hanya dirasakan oleh pemrogram tetapi oleh seorang yang merancang sebuah sistem operasi. Cara yang digunakan pada umumnya dengan cara memperhitungkan dahulu sumber daya yang digunakan oleh proses-proses yang akan menggunakan sumber daya tersebut. Contoh lain yang menyebabkan


64

Deadlock dari sumber yang dapat dipakai berulang-ulang ialah berkaitan dengan jumlah proses yang memakai memori utama. Ada empat kondisi yang dapat menyebabkan terjadinya deadlock. Keempat kondisi tersebut tidak dapat berdiri sendiri, namun saling mendukung. 1. Mutual exclusion. Hanya ada satu proses yang boleh memakai sumber daya, dan proses lain yang ingin memakai sumber daya tersebut harus menunggu hingga sumber daya tadi dilepaskan atau tidak ada proses yang memakai sumber daya tersebut. 2. Hold and wait. Proses yang sedang memakai sumber daya boleh meminta sumber daya lagi maksudnya menunggu hingga benar-benar sumber daya yang diminta tidak dipakai oleh proses lain, hal ini dapat menyebabkan kelaparan sumber daya sebab dapat saja sebuah proses tidak mendapat sumber daya dalam waktu yang lama. 3. No preemption. Sumber daya yang ada pada sebuah proses tidak boleh diambil begitu saja oleh proses lainnya. Untuk mendapatkan sumber daya tersebut, maka harus dilepaskan terlebih dahulu oleh proses yang memegangnya, selain itu seluruh proses menunggu dan mempersilahkan hanya proses yang memiliki sumber daya yang boleh berjalan. 4. Circular wait. Kondisi seperti rantai, yaitu sebuah proses membutuhkan sumber daya yang dipegang proses berikutnya.

6.1.

Diagram Graf

Sebuah sistem komputer terdiri dari berbagai macam sumber-daya (resources), seperti: • Fisik (Perangkat, Memori) • Logika (Lock, Database record) • Sistem Operasi (PCB Slots) • Aplikasi (Berkas) Diantara sumber-daya tersebut ada yang preemptable dan ada juga yang tidak. Sumber-daya ini akan digunakan oleh proses-proses yang membutuhkannya. Mekanisme hubungan dari proses-proses dan sumber-daya yang dibutuhkan/digunakan dapat di diwakilkan dengan graf. Graf adalah suatu struktur diskrit yang terdiri dari vertex dan sisi, dimana sisi menghubungkan vertexvertex yang ada. Berdasarkan tingkat kompleksitasnya, graf dibagi menjadi dua bagian, yaitu simple graf dan multigraf. Simpel graf tidak mengandung sisi paralel (lebih dari satu sisi yang menghubungkan dua vertex yang sama). Berdasarkan arahnya graf dapat dibagi menjadi dua bagian yaitu graf berarah dan graf tidak berarah. Graf berarah memperhatikan arah sisi yang menghubungkan dua vertex, sedangkan graf tidak berarah tidak memperhatikan arah sisi yang menghubungkan dua vertex. Dalam hal ini akan dibahas mengenai implementasi graf dalam sistem operasi. Salah satunya dalah graf alokasi sumber daya. Graf alokasi sumber daya merupakan graf sederhana dan graf berarah. Graf alokasi sumber daya adalah bentuk visualisasi dalam mendeteksi maupun menyelesaikan masalah deadlock. Graf alokasi sumber daya mempunyai komponen- komponen layaknya graf biasa. Hanya saja dalam graf alokasi sumber daya ini, vertex dibagi menjadi dua jenis yaitu: 1. Proses P= {P0, P1, P2, P3,..., Pi,..., Pm}. Terdiri dari semua proses yang ada di sistem. Untuk proses, vertexnya digambarkan sebagai lingkaran dengan nama prosesnya. 2. Sumber daya R= {R0, R1, R2, R3,..., Rj,..., Rn}. Terdiri dari semua sumber daya yang ada di sistem. Untuk sumber daya, vertexnya digambarkan sebagai segi empat dengan instansi yang dapat dialokasikan serta nama sumber dayanya. Sisi, E={Pi→Rj,…, Rj→Pi} terdiri dari dua jenis, yaitu: a. Sisi permintaan: Pi→Rj Sisi permintaan menggambarkan adanya suatu proses Pi yang meminta sumber daya Rj. b. Sisi alokasi: Rj→Pi. Sisi alokasi menggambarkan adanya suatu sumber daya Rj yang mengalokasikan salah satu instansi-nya pada proses Pi.


65

Proses

Sumber daya dengan empat instansi Pi

Rj

Pi meminta instansi kepada Rj

Pi

Rj

Pi mengendalikan sebuah instansi Rj

Misalkan suatu graph pengalokasian sumber daya dengan ketentuan sebagai berikut: Himpunan P,R dan E: • P={P1, P2, P3} • R={R1, R2, R3, R4} • E={P1→R1, P2→R3, R1→P3, R2→P2, R2→P1, R3→P3} Instansi sumber daya: • R1 memiliki satu instansi • R2 memiliki dua instansi • R3 memiliki satu instansi • R4 memiliki tiga instansi Status Proses: • Proses P1 mengendalikan sebuah instansi R2 dan menunggu sebuah instansi dari R1. • Proses P2 mengendalikan sebuah instansi dari R1 dan R2, dan menunggu sebuah instansi R3 • Proses P3 mengendalikan sebuah instansi dari R3.

Gambar 6.3 Graph pengalokasian sumber daya Pada gambar graph di atas tidak terdapat adanya cycle, sehingga proses tidak mengalami terjadinya deadlock. Sekarang perhatikan graph berikut yang terdapat cycle dan memungkinkan terjadinya deadlock.


66

Gambar 6.4 Pengalokasian sumber daya dengan terjadinya deadlock Terdapat dua cycle (circuit) pada graph di atas yaitu: P1→R1→P2→R3→P3→R2→P1 dan P2→R3→P3→R2→P2 Proses P1, P2 dan P3 terjadi deadlock. Proses P2 menunggu R3, dimana sedang dikendalikan oleh P3. Proses P3 di sisi lain sedang menunggu proses P1 dan P2 melepas sumber daya R2. Kemudian P1 menunggu proses P2 melepas sumber daya R1. Sekarang perhatikan graph berikut yang terdapat cycle P1→R1→P3→R2→P1.

Gambar 6.5 Graph alokasi sumber daya dengan cyle (no deadlock) Walaupun terdapat cycle namun pada proses-proses tersebut tidak terjadi deadlock. Proses P4 akan melepas instansi sumber daya R2 yang akan dialokasikan untuk proses P3.

6.2.

Solusi Penanggulangan Deadlock

Add beberapa cara untuk menanggulangi terjadinya deadlock, diantaranya adalah: a. Mengabaikan masalah deadlock. b. Mendeteksi dan memperbaiki c. Penghindaran yang terus menerus dan pengalokasian yang baik dengan menggunakan protokol untuk memastikan sistem tidak pernah memasuki keadaan deadlock. Yaitu dengan deadlock avoidance sistem untuk mendata informasi tambahan tentang proses mana yang akan meminta dan menggunakan sumber daya. d. Pencegahan yang secara struktur bertentangan dengan empat kondisi terjadinya deadlock dengan deadlock prevention sistem untuk memastikan bahwa salah satu kondisi yang penting tidak dapat menunggu.


67

6.2.1. Mengabaikan Masalah Deadlock Untuk memastikan sistem tidak memasuki deadlock, sistem dapat menggunakan pencegahan deadlock atau penghindaran deadlock. Penghindaran deadlock membutuhkan informasi tentang sumber daya yang mana yang akan suatu proses meminta dan berapa lama akan digunakan. Dengan informasi tersebut dapat diputuskan apakah suatu proses harus menunggu atau tidak. Hal ini disebabkan oleh keberadaan sumber daya, apakah ia sedang digunakan oleh proses lain atau tidak. Metode ini lebih dikenal dengan Algoritma Ostrich. Dalam algoritma ini dikatakan bahwa untuk menghadapi Deadlock ialah dengan berpura-pura bahwa tidak ada masalah apa pun. Hal ini seakanakan melakukan suatu hal yang fatal, tetapi sistem operasi Unix menanggulangi Deadlock dengan cara ini dengan tidak mendeteksi Deadlock dan membiarkannya secara otomatis mematikan program sehingga seakan-akan tidak terjadi apa pun. Jadi jika terjadi Deadlock, maka tabel akan penuh, sehingga proses yang menjalankan proses melalui operator harus menunggu pada waktu tertentu dan mencoba lagi. 6.2.2. Mendeteksi dan Memperbaiki Caranya ialah dengan cara mendeteksi jika terjadi deadlock pada suatu proses maka dideteksi sistem mana yang terlibat di dalamnya. Setelah diketahui sistem mana saja yang terlibat maka diadakan proses untuk memperbaiki dan menjadikan sistem berjalan kembali. Jika sebuah sistem tidak memastikan deadlock akan terjadi, dan juga tidak didukung dengan pendeteksian deadlock serta pencegahannya, maka kita akan sampai pada kondisi deadlock yang dapat berpengaruh terhadap performance sistem karena sumber daya tidak dapat digunakan oleh proses sehingga proses-proses yang lain juga terganggu. Akhirnya sistem akan berhenti dan harus direstart. Hal-hal yang terjadi dalam mendeteksi adanya Deadlock adalah: • Permintaan sumber daya dikabulkan selama memungkinkan. • Sistem operasi memeriksa adakah kondisi circular wait secara periodik. • Pemeriksaan adanya deadlock dapat dilakukan setiap ada sumber daya yang hendak digunakan oleh sebuah proses. • Memeriksa dengan algoritma tertentu. Ada beberapa jalan untuk kembali dari Deadlock, yaitu: Lewat Preemption Dengan cara untuk sementara waktu menjauhkan sumber daya dari pemakainya, dan memberikannya pada proses yang lain. Ide untuk memberi pada proses lain tanpa diketahui oleh pemilik dari sumber daya tersebut tergantung dari sifat sumber daya itu sendiri. Perbaikan dengan cara ini sangat sulit atau dapat dikatakan tidak mungkin. Cara ini dapat dilakukan dengan memilih korban yang akan dikorbankan atau diambil sumber dayanya untuk sementara, tentu saja harus dengan perhitungan yang cukup agar waktu yang dikorbankan seminimal mungkin. Setelah kita melakukan preemption dilakukan pengkondisian proses tersebut dalam kondisi aman. Setelah itu proses dilakukan lagi dalam kondisi aman tersebut. Lewat Melacak Kembali Setelah melakukan beberapa langkah preemption, maka proses utama yang diambil sumber dayanya akan berhenti dan tidak dapat melanjutkan kegiatannya, oleh karena itu dibutuhkan langkah untuk kembali pada keadaan aman dimana proses masih berjalan dan memulai proses lagi dari situ. Tetapi untuk beberapa keadaan sangat sulit menentukan kondisi aman tersebut, oleh karena itu umumnya dilakukan cara mematikan program tersebut lalu memulai kembali proses. Meski pun sebenarnya lebih efektif jika hanya mundur beberapa langkah saja sampai deadlock tidak terjadi lagi. Untuk beberapa sistem mencoba dengan cara mengadakan pengecekan beberapa kali secara periodik dan menandai tempat terakhir kali menulis ke disk, sehingga saat terjadi deadlock dapat mulai dari tempat terakhir penandaannya berada. Lewat mematikan proses yang menyebabkan Deadlock Cara yang paling umum ialah mematikan semua proses yang mengalami deadlock. Cara ini paling umum dilakukan dan dilakukan oleh hampir semua sistem operasi. Namun, untuk beberapa sistem, kita juga dapat mematikan beberapa proses saja dalam siklus deadlock untuk menghindari deadlock


68

dan mempersilahkan proses lainnya kembali berjalan. Atau dipilih salah satu korban untuk melepaskan sumber dayanya, dengan cara ini maka masalah pemilihan korban menjadi lebih selektif, sebab telah diperhitungkan beberapa kemungkinan jika si proses harus melepaskan sumber dayanya. Kriteria pemilihan korban ialah: • Yang paling jarang memakai prosesor • Yang paling sedikit hasil programnya • Yang paling banyak memakai sumber daya sampai saat ini • Yang alokasi sumber daya totalnya tersedkit • Yang memiliki prioritas terkecil

6.3.

Menghindari Deadlock

Pada sistem kebanyakan permintaan terhadap sumber daya dilakukan sebanyak sekali saja. Sistem sudah harus dapat mengenali bahwa sumber daya itu aman atau tidak (tidak terkena deadlock), setelah itu baru dialokasikan. Ada dua cara yaitu: 1. Jangan memulai proses apa pun jika proses tersebut akan membawanya pada kondisi deadlock, sehingga tidak mungkin terjadi deadlock karena pada saat akan menuju deadlock, proses sudah dicegah. 2. Jangan memberi kesempatan pada suatu proses untuk meminta sumber daya lagi jika penambahan ini akan membawa kita pada suatu keadaan deadlock. Jadi diadakan dua kali penjagaan, yaitu saat pengalokasian awal, dijaga agar tidak deadlock dan ditambah dengan penjagaan kedua saat suatu proses meminta sumber daya, dijaga agar jangan sampai terjadi deadlock. Pada sistem deadlock avoidance (penghindaran) dilakukan dengan cara memastikan bahwa program memiliki maksimum permintaan. Dengan kata lain cara sistem ini memastikan terlebih dahulu bahwa sistem akan selalu dalam kondisi aman. Baik mengadakan permintaan awal atau pun saat meminta permintaan sumber daya tambahan, sistem harus selalu berada dalam kondisi aman.

6.3.1. Status Aman Status ini terjadi jika sistem dapat mengalokasikan sumber daya bagi tiap proses dalam keadaan tertentu dan masih dapat terjadi deadlock. Status aman bukanlah status deadlock, jadi status deadlock merupakan status tidak aman, tetapi tidak selamanya status tidak aman mengakibatkan status deadlock melainkan ada kemungkinan dapat terjadi.

Gambar 6.6 Status Aman, Tidak Aman dan Deadlock Sebagai contoh ilustrasi, sebuah sistem memiliki 12 drive tape magnetis dan 3 proses: P0, P1 dan P2. Proses P0 meminta 10 drive tape, P1 sebanyak 4 dan P2 sebanyak 9 tape drive. Andaikan pada waktu time T0, proses P0 mengendalikan 5 drive tape , proses P1 mengendalikan 2 dan proses P2 mengendalikan 2, sehingga terdapat 3 drive tape yang masih bebas.

Max 10 P0 4 P1 9 P2

Current 5 2 2


69

Pada waktu T0, sistem dalam keadaan aman, karena P1 dapat secara langsung mengalokasikan seluruh tape drive dan mengembalikannya (sistem kemudian tersedia 5 tape drive yang bebas), kemudian proses P0 dapat juga mengalokasikan seluruh kebutuhannya dan mengembalikannya (sistem kemudian menyediakan 10 drive tape bebas) dan akhirnya P2 dapat mengalokasikan seluruh kebutuhannya dan mengembalikannya (sehingga sistem mempunyai 12 drive tape yang bebas). Ada kemungkinan dari status aman menjadi tidak aman. Misalkan pada waktu T1, proses P2 meminta tambahan satu drive tape. Pada titik in hanya proses P1 yang dapat mengalokasikan seluruh drive tape-nya karena sisanya yang masih bebas berjumlah 2. Ketika sudah mengembalikannya sistem hanya mempunyai 4 drive tape. Proses P0 mengalokasikan 5 drive tape lagi untuk mencapai maksimum 10, namun hal tersebut tidak dapat dilakukan karena sumber daya yang tersedia tidak mencukupi (4 drive tape), sehingga P0 harus menunggu. Sama halnya dengan P2 yang mengalokasikan sebanyak maksimal 10 drive tape, sedangkan yang masih bebas adalah 4 drive tape ditambah dengan yang dikendalikan sebanyak 2, jadi ada 6 drive tape lagi yang dibutuhkan, sehingga P2 harus menunggu. Akibtanya terjadilah deadlock.

6.3.2. Algoritma Banker Menurut Dijkstra (1965) algoritma penjadwalan dapat menghindari Deadlock dan algoritma penjadwalan itu lebih dikenal dengan sebutan algoritma banker. Algoritma ini dapat digambarkan sebagai seorang bankir yang berurusan dengan kelompok orang yang meminta pinjaman. Jadi kepada siapa dia dapat memberikan pinjamannya. Dan setiap pelanggan memberikan batas pinjaman maksimum kepada setiap peminjam dana. Tentu saja si bankir tahu bahwa si peminjam tidak akan meminjam dana maksimum yang mereka butuhkan dalam waktu yang singkat melainkan bertahap. Jadi dana yang ia punya lebih sedikit dari batas maksimum yang dipinjamkan. Lalu ia memprioritaskan yang meminta dana lebih banyak, sedangkan yang lain disuruh menunggu hingga peminta dana yang lebih besar itu mengembalikan pinjaman berikut bunganya, baru setelah itu ia meminjamkan pada peminjam yang menunggu. Jadi algoritma bankir ini mempertimbangkan apakah permintaan mereka itu sesuai dengan jumlah dana yang ia miliki, sekaligus memperkirakan jumlah dana yang mungkin diminta lagi. Jangan sampai ia sampai pada kondisi dimana dananya habis dan tidak dapat meminjamkan uang lagi. Jika demikian maka akan terjadi kondisi deadlock. Agar kondisi aman, maka asumsi setiap pinjaman harus dikembalikan waktu yang tepat. Secara umum algoritma bankir dapat dibagi menjadi empat struktur data, anggap variabel n adalah jumlah proses dalam sistem dan m jumlah sumber daya yang ada: 1. Available: Sebuah vektor m mengindikasikan sumber daya yang tersedia untul setiap tipe. Jika Avilable[j] = k, dimana k instansi dari tipe Rj yang tersedia. 2. Max: Matriks n x m mendefinisikan maksimal permintaan tiap proses. Jika Max[i,j] = k, maka proses Pi meminta paling banyak k instansi dari sumber daya tipe Rj. 3. Allocation: Matriks n x m mendefinsikan jumlah sumber daya setiap tipe yang dialokasian oleh setiap proses. Jika Allocation[i,j] = k, maka proses Pi dialokasikan k instansi dari sumber daya Rj. 4. Need: Matriks n x m yang mengindikasikan sisa sumber daya yang dibutuhkan setiap proses. Jika Need[i,j] = k, maka proses Pi membutuhkan lebih k instansi dari sumber daya Rj untuk menyelesaikan tugasnya. Need[i,j]= Max[i,j] – Allocation[i,j]. Bentuk penyajian algoritma ini secara sederhana, misalkan X dan Y adalah vektor dengan panjang n. sehingga X ≤ Y jika dan hanya jika X[i] ≤ Y[i] untuk semua I = 1,2,..,n. contohnya, jika X=(1,7,3,2) dan Y = (0,3,2,1) maka Y≤X. Y<X jika Y≤X dan Y≠X.

6.3.3. Algoritma Aman (Safety) Algortima ini mencari apakah sistem dalam status aman atau tidak. Penjelasan algoritma adalah sebagai berikut: 1. Anggap Work dan Finish adalah vektor dengan panjang masing-masing m dan n. Nilai awal Work=Available dan Finish[i]=FALSE untuk i=1,2,…,n; 2. Cari i sehingga didapatkan Finish[i]=FALSE dan Needi ≤ Work, jika i tidak ditemukan, diteruskan ke langkah 4.


70

3. Work=Work + Allocationi Finish[i]=TRUE Ke langkah 2 4. Jika Finish[i]=TRUE untuk semua i, maka sistem dalam status aman.

6.3.4. Algoritma Resource-Request Requesti merupakan vektor permintaan untuk proses Pi. Jika Requesti[j]=k, maka proses Pi menginginkan k instasi sumber daya Rj. Ketika permintaan sumber daya dibuat oleh proses Pi, beberapa aksi berikut diikutsertakan: 1. Jika Requesti ≤ Need, ke langkah 2. Selain itu berikan status kondisi error, karena melebihi batas maksimal kebutuhan. 2. Jika Requesti ≤ Available, ke langkah 3. Selain itu, Pi harus menunggu, karena sumber daya belum tersedia. 3. Sistem menganggap telah mengalokasikan sumber daya yang dibutuhkan untuk proses Pi, dengan memodifikasi status sebagai berikut: Available = available-Requesti; Allocationi = Allocationi + Requesti; Needi = Needi – Requesti; Jika hasil pengalokasian sumber daya dengan status aman, transaksi telah selesai dan proses Pi mengalokasikan sumber daya tersebut. Namun jika status tidak aman, maka Pi harus menunggu selama Requesti dan sumber daya telah dikembalikan. Contoh ilustrasi, anggap sistem mempunyai lima proses P0 sampai P4 dan tiga tipe sumber daya A, B dan C. Sumber daya tipe A mempunyai 10 instansim tipe B mempunyai 5 instansi dan C mempunyai 7 instansi. Seandainya pada waktu T0, sistem mempunyai status:

Proses P0 P1 P2 P3 P4

Allocation A B C

Max A B C

Available A B C

0 2 3 2 0

7 3 9 2 4

3

1 0 0 1 0

0 0 2 1 2

5 2 0 2 3

3 2 2 2 3

3

2

Matriks Need didefinsikan dari Max-Allocation, yaitu:


Need A B C 7 1 6 0 4

4 2 0 1 3

3 2 0 1 1

Dari perhitungan di atas sistem dalam keadaan aman. Anggap sekarang proses P1 meminta satu tambahan instansi sumber daya tipe A dan dua instansi tipe C, jadi Request1 = (1,0,2). Untuk memutuskan permintaan mana yang dapat secara langsung dipenuhi, pertama periksa apakah Request1 ≤ Available (yaitu, (1,0,2) ≤ (3,3,2)), bernilai TRUE. Kemudian anggap permintaan ini dipenuhi, dan status yang baru adalah:



Allocation A B C

A

0 3 3 2 0

7 0 6 0 4

1 0 0 1 0

0 2 2 1 2

Need B C 4 2 0 1 3

3 0 0 1 1

71

Available A B C 2

3

0

Kita harus menentukan apakah status sistem aman. Untuk melakukannya kita eksekusi algoritma safety dan cari rangkaian memenuhi keadaan aman. Seandainya proses P4 meminta sumber daya (3,3,0) tidak akan terpenuhi karena sumber daya tidak tersedia, sedangkan permintaan P0 (0,2,0) juga tidak dapat dipenuhi walaupun sumber daya tersedia, karena hasil status dalam keadaan tidak aman.

6.4.

Mendeteksi Deadlock

Jika suatu sistem tidak menggunakan algoritma pencegahan atau penghindaran deadlock, maka kondisi deadlock dapat saja terjadi. Dalam situasi ini sistem harus menyediakan: • Algoritma yang dapat memeriksa status sistem untuk menetukan apakah terjadi deadlock. • Algoritma yang dapat memperbaiki dari kejadian deadlock. Dalam hal ini ada dua kebutuhan yang akan diteliti yaitu intansi tunggal tiap tipe resource dan beberapa instansi tipe resource.

6.4.1. Instansi Tunggal Tipe Resource Jika semua resource hanya memiliki instansi tunggal, maka kita dapat mendefinsikan algoritam pendeteksian deadlock yang menggunakan variasi graph pengalokasian resource (graph wait-for). Untuk menghasilkan graph ini dengan menghapus simpul tipe resource dan melipat tepi (edge) yang tepat.

Gambar 6.7 (a) Graph Pengalokasian Resource (b) Korespondansi graph wait-for Tepian (edge) dari Pi ke Pj dalan graph wait-for menyatakan bahwa proses Pi sedang menunggu proses Pj melepas resource yang dibutuhkan Pi. Tepian Pi→Pj ada jiak dan hanya jika korespondansi (berhubungan) graph pengalokasian resource terdiri dari dua tepi Pi→Rq dan Rq→Pj untuk beberapa resource Rq.


72

Deadlock dapat terjadi jika dan hanya jika graph wait-for mengandung cycle. Untuk mendeteksinya sistem membutuhkan pemeliharaan graph wait-for dan secara periodik memanggil algoritma yang 2 dapat mencari cycle dalam graph. Algoritma ini membutuhkan operasi sebanyak n , dimana n adalah titik atau simpul dalam graph. 6.4.2. Beberapa Instansi Tipe Resource Algoritma untuk sistem ini menggunakan beberapa variasi waktu struktur data yang sama dengan yang digunakan algoritma banker. 1. Available: Sebuah vektor m mengindikasikan sumber daya yang tersedia untul setiap tipe. Jika Avilable[j] = k, dimana k instansi dari tipe Rj yang tersedia. 2. Allocation: Matriks n x m mendefinsikan jumlah sumber daya setiap tipe yang dialokasian oleh setiap proses. Jika Allocation[i,j] = k, maka proses Pi dialokasikan k instansi dari sumber daya Rj. 3. Request: Matriks n x m yang mengindikasikan kebutuhan setiap proses. Jika Request[i,j] = k, maka proses Pi membutuhkan lebih k instansi dari sumber daya Rj. Algoritma: 1. Tentukan Work dan Finish adalah vektor dengan panjang m dan n. Inisialisasikan work=available. Untuk i=1,2,…,n, jika Allocationi ≠ 0, maka Finish[i]=false; selain itu Finish[i]=true. 2. Cari indeks i sehingga Finish[i]=false dan Requesti ≤ work. Jika i tidak ditemukan, ke langkah 4. 3. Work=Work + Allocationi. Finish[i]=true. Kembali ke langkah 2. 4. Jika Finish[i]=false, untuk beberapa i, 1 ≤ i ≤ n, maka sistem dalam keadaan deadlock. Lebih dari itu jika Finish[i]=false, maka proses Pi ter-deadlock. 2

Algoritma ini kira-kira membutuhkan m x n operasi untuk mendeteksi apakah sistem dalam keadaan deadlock. Untuk mengilustrasikan algoritma ini, misalnya sistem mempunyai lima proses P0 hingga P4 dan tiga resource A, B, C. Resource A mempunyai 7 instansi, B mempunyai 2 instansi dan C mempunyai 6 instansi. Anngap pada waktu T0, pengalokasian resource mempunyai status:


Allocation A B C

Request A B C

Available A B C

0 2 3 2 0

0 2 0 1 0

0

1 0 0 1 0

0 0 0 1 2

0 0 0 0 0

0 2 0 0 2

0

0

Kita anggap sistem ini tidak dalam keadaan situasi deadlock. Misalkan P2 membutuhkan tambahan untuk instansi tipe C. Matrix request yang dimodifikasi adalah sebagai berikut:

Request Proses

A

B

C

P0 P1 P2 P3 P4

0 2 0 1 0

0 0 0 0 0

0 2 1 0 2

Maka sistem ini dalam keadaan deadlock.


73

Referensi: [Silberschantz2005] Abraham Silberschantz, Peter Baer Galvin & Greg Gagne. 2005. Operating System Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Son [Bambang2002] Bambang Hariyanto,. Ir. 2002. Sistem Operasi. Edisi kedua. Informatika. Bandung [MDGR2006] Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR). 2006. Pengantar Sistem Operasi Komputer Plus Illustrasi Kernel Linux. http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/. Diakses 31 Agustus 2007


74

7. MANAJEMEN MEMORI Memori merupakan pusat kegiatan pada sebuah komputer, karena setiap proses yang akan dijalankan harus melalui memori terlebih dahulu. CPU mengambil instruksi dari memori sesuai yang ada pada program counter. Instruksi memerlukan proses memasukkan/menyimpan ke alamat di memori. Tugas sistem operasi adalah mengatur peletakan proses pada suatu memori. Algoritma untuk manajemen memori ini bervariasi dari yang menggunakan pendekatan primitif pada mesin sampai dengan pemberian halaman (page) dan strategi segmentasi (segment). Memori harus dapat digunakan dengan baik, sehingga dapat memuat banyak proses pada suatu waktu.

7.1.

Address Binding

Umumnya sebuah program ditempatkan dalam disk dalam bentuk berkas biner yang dapat dieksekusi. Sebelum dieksekusi, sebuah program harus ditempatkan di memori terlebih dahulu. Kumpulan proses yang ada pada disk harus menunggu dalam antrian (input queue) sebelum dibawa ke memori dan dieksekusi. Prosedur penempatan yang biasa dilakukan adalah dengan memilih salah satu proses yang ada di input queue, kemudian proses tersebut ditempatkan ke memori. Sebelum dieksekusi, program akan melalui beberapa tahap. Dalam setiap tahap alamat sebuah program akan direpresentasikan dengan cara yang berbeda. Alamat di dalam sebuah sumber program biasanya dalam bentuk simbol-simbol.

Gambar 7.1 Multistep processing dari program user Sebuah kompilator akan memetakan simbol-simbol ini ke alamat relokasi. Linkage editor akan memetakan alamat relokasi ini menjadi alamat absolut. Binding adalah pemetaan dari satu ruang alamat ke alamat yang lain. Binding instruksi dan data ke memori dapat dapat terjadi dalam tiga cara yang berbeda: a. Compilation Time. Jika kita tahu dimana proses akan ditempatkan di memori pada saat mengkompilasi, maka kode absolut dapat dibuat. Kita harus mengkompilasi ulang kode jika lokasi berubah. b. Load Time. Kita harus membuat kode relokasi jika pada saat mengkompilasi kita tidak mengetahui proses yang akan ditempatkan dalam memori. Pada kasus ini, binding harus ditunda sampai load time.


c.

75

Execution Time. Binding harus ditunda sampai waktu proses berjalan selesai jika pada saat dieksekusi proses dapat dipindah dari satu segmen ke segmen yang lain di dalam memori. Kita butuh perangkat keras khusus untuk melakukan ini.

7.2.

Pengalamatan Logika dan Fisik

Alamat logika adalah alamat yang dihasilkan oleh CPU, disebut juga alamat virtual. Alamat fisik adalah alamat memori yang sebenarnya. Pada saat waktu kompilasi dan waktu pemanggilan, alamat fisik dan alamat logika adalah sama. Sedangkan pada waktu eksekusi menghasilkan alamat fisik dan alamat virtual yang berbeda. Kumpulan alamat virtual yang dibuat oleh CPU disebut ruang alamat virtual. Kumpulan alamat fisik yang berkorespondensi dengan alamat virtual disebut ruang alamat fisik. Untuk mengubah alamat virtual ke alamat fisik diperlukan suatu perangkat keras yang bernama Memory Management Unit (MMU). Register utamanya disebut register relokasi. Nilai pada register relokasi akan bertambah setiap alamat dibuat oleh proses pengguna dan pada waktu yang sama alamat ini dikirimkan ke memori. Ketika ada program yang menunjuk ke alamat memori, kemudian mengoperasikannya, dan menaruh lagi ke memori, akan dilokasikan oleh MMU karena program pengguna hanya berinteraksi dengan alamat logika. Pengubahan alamat virtual ke alamat fisik merupakan pusat dari manajemen memori.

Gambar 7.2 Relokasi dinamis menggunakan register relokasi

7.3.

Pemanggilan Dinamis (Dynamic Loading)

Seluruh proses dan data berada di memori fisik ketika dieksekusi. Ukuran dari memori fisik terbatas. Untuk mendapatkan penggunaan ruang memori yang baik, kita melakukan pemanggilan secara dinamis. Dengan pemanggilan dinamis, sebuah rutin tidak akan dipanggil jika tidak diperlukan. Semua rutin diletakkan dalam disk dengan format yang dapat dialokasikan ulang. Progam utama ditempatkan dalam memori dan dieksekusi. Jika sebuah rutin memanggil rutin lainnya, maka akan diperiksa terlebih dahulu apakah rutin tersebut ada di dalam memori atau tidak, jika tidak ada maka linkage loader akan dipanggil untuk menempatkan rutin-rutin yang diinginkan ke memori dan memperbaharui tabel alamat program untuk menyesuaikan perubahan. Kemudian kendali diberikan pada rutin yang baru dipanggil tersebut. Keuntungan dari pemanggilan dinamis adalah rutin yang tidak digunakan tidak pernah dipanggil. Metode ini berguna untuk kode dalam jumlah banyak, ketika muncul kasus-kasus yang tidak lazim, seperti rutin yang salah. Dalam kode yang besar, walaupun ukuran kode besar, tapi yang dipanggil dapat jauh lebih kecil. Pemanggilan Dinamis tidak memerlukan bantuan sistem operasi. Ini adalah tanggung jawab para pengguna untuk merancang program yang mengambil keuntungan dari metode ini. Sistem operasi


dapat membantu pembuat program mengimplementasi pemanggilan dinamis.

7.4.

dengan

menyediakan

76

kumpulan

data

rutin

untuk

Link Dinamis (Dynamic Linking)

Pada proses dengan banyak langkah, ditemukan juga penghubung-penghubung pustaka yang dinamis, yang menghubungkan semua rutin yang ada di pustaka. Beberapa sistem operasi hanya mendukung penghubungan yang statis, dimana seluruh rutin yang ada dihubungkan ke dalam suatu ruang alamat. Setiap program memiliki salinan dari seluruh pustaka. Konsep penghubungan dinamis, serupa dengan konsep pemanggilan dinamis. Pemanggilan lebih banyak ditunda selama waktu eksekusi, dari pada lama penundaan oleh penghubungan dinamis. Keistimewaan ini biasanya digunakan dalam sistem kumpulan pustaka, seperti pustaka bahasa subrutin. Tanpa fasilitas ini, semua program dalam sebuah sistem, harus mempunyai salinan dari pustaka bahasa mereka (atau setidaknya referensi rutin oleh program) termasuk dalam tampilan yang dapat dieksekusi. Kebutuhan ini sangat boros baik untuk disk, maupun memori utama. Dengan pemanggilan dinamis, sebuah potongan dimasukkan ke dalam tampilan untuk setiap rujukan pustaka subrutin. Potongan ini adalah sebuah bagian kecil dari kode yang menunjukan bagaimana mengalokasikan pustaka rutin di memori dengan tepat, atau bagaimana menempatkan pustaka jika rutin belum ada. Ketika potongan ini dieksekusi, dia akan memeriksa dan melihat apakah rutin yang dibutuhkan sudah ada di memori. Jika rutin yang dibutuhkan tidak ada di memori, program akan menempatkannya ke memori. Jika rutin yang dibutuhkan ada di memori, maka potongan akan mengganti dirinya dengan alamat dari rutin, dan mengeksekusi rutin. Berikutnya ketika segmentasi kode dicapai, rutin pada pustaka dieksekusi secara langsung, dengan begini tidak ada biaya untuk penghubungan dinamis. Dalam skema ini semua proses yang menggunakan sebuah kumpulan bahasa, mengeksekusi hanya satu dari salinan kode pustaka. Fasilitas ini dapat diperluas menjadi pembaharuan pustaka. Sebuah kumpulan data dapat ditempatkan lagi dengan versi yang lebih baru dan semua program yang merujuk ke pustaka akan secara otomatis menggunakan versi yang baru. Tanpa pemanggilan dinamis, semua program akan membutuhkan pemanggilan kembali, untuk dapat mengakses pustaka yang baru. Jadi semua program tidak secara sengaja mengeksekusi yang baru, perubahan versi pustaka, informasi versi dapat dimasukkan ke dalam memori, dan setiap program menggunakan informasi versi untuk memutuskan versi mana yang akan digunakan dari salinan pustaka. Sedikit perubahan akan tetap meggunakan nomor versi yang sama, sedangkan perubahan besar akan menambah satu versi sebelumnya. Karenanya program yang dikompilasi dengan versi yang baru akan dipengaruhi dengan perubahan yang terdapat di dalamnya. Program lain yang berhubungan sebelum pustaka baru diinstal, akan terus menggunakan pustaka lama. Sistem ini juga dikenal sebagai berbagi pustaka. Jadi seluruh pustaka yang ada dapat digunakan bersama-sama. Sistem seperti ini membutuhkan bantuan sistem operasi.

7.5.

Overlays

Overlays merupakan suatu metode untuk memungkinkan suatu proses yang membutuhkan memori yang cukup besar menjadi lebih sederhana. Penggunaan overlays ini dapat menghemat memori yang digunakan dalam pengeksekusian instruksi-instruksi. Hal ini sangat berguna terlebih jika suatu program yang ingin dieksekusi mempunyai ukuran yang lebih besar daripada alokasi memori yang tersedia. Cara kerjanya yaitu pertama-tama membuat beberapa overlays yang didasarkan pada instruksiinstruksi yang dibutuhkan pada satu waktu tertentu. Setelah itu, membuat overlays drivernya yang digunakan sebagai jembatan atau perantara antara overlays yang dibuat. Proses selanjutnya ialah me-load instruksi yang dibutuhkan pada satu waktu ke dalam absolut memori dan menunda instruksi lain yang belum di butuhkan pada saat itu. Setelah selesai dieksekusi maka instruksi yang tertunda akan diload menggantikan instruksi yang sudah tidak dibutuhkan lagi. Proses-proses tersebut diatur oleh overlay driver yang dibuat oleh pengguna. Untuk membuat suatu overlays dibutuhkan relokasi dan linking algoritma yang baik oleh pengguna. Untuk lebih jelasnya perhatikan gambar dibawah ini.


77

Sebagai contoh, ada beberapa instruksi seperti pada gambar diatas. Untuk menempatkan semuanya sekaligus, kita akan membutuhkan 200K memori. Jika hanya 150K yang tersedia, kita tidak dapat menjalankan proses. Perhatikan bahwa pass1 dan pass2 tidak harus berada di memori pada saat yang sama. Kita mendefinisikan dua buah overlays. Overlays A untuk pass1, tabel simbol dan rutin, overlays B untuk pass2, tabel simbol dan rutin. Lalu kita buat sebuah overlay driver (10 Kbytes) sebagai jembatan antara kedua overlays tersebut. Pertama-tama kita mulai dengan me-load overlays A ke memori. Setelah dieksekusi, kemudian pindah ke overlay driver, me-load overlays B ke dalam memori, menimpa overlays A, dan mengirim kendali ke pass2. Overlays A hanya butuh 120 Kb, dan overlays B membutuhkan 150 Kb memori. Nah, sekarang kita dapat menjalankan program dengan memori 150 Kb (karena kita menjalankannya secara bergantian). Seperti dalam pemanggilan dinamis, overlays tidak membutuhkan bantuan dari sistem operasi. Implementasi dapat dilakukan sepenuhnya oleh pengguna, oleh karenanya programmer harus merancang overlays tersebut dengan algoritma yang tepat.

Gambar 7.3 Overlay untuk 2-pass assembler

7.6.

Swapping

Sebuah proses agar bisa dieksekusi bukan hanya membutuhkan sumber daya dari CPU, tetapi juga harus terletak dalam memori. Dalam tahapannya, suatu proses bisa saja ditukar sementara keluar memori ke sebuah penyimpanan sementara dan kemudian dibawa lagi ke memori untuk melanjutkan pengeksekusian. Hal ini dalam sistem operasi disebut swapping. Sebagai contoh, asumsikan sebuah multiprogramming environment dengan algoritma penjadwalan CPU round-robin. Ketika waktu kuantum habis, pengatur memori akan menukar proses yang telah selesai dan memasukkan proses yang lain ke dalam memori yang sudah bebas. Sementara di saat yang bersamaan, penjadwal CPU akan mengalokasikan waktu untuk proses lain di dalam memori. Ketika waktu kuantum setiap proses sudah habis, proses tersebut akan ditukar dengan proses lain. Untuk kondisi yang ideal, manajer memori dapat melakukan penukaran proses dengan cepat sehingga proses akan selalu berada dalam memori dan siap dieksekusi saat penjadwal CPU hendak menjadwal CPU. Hal ini juga berkaitan dengan CPU utilization. Swaping dapat juga kita lihat dalam algoritma berbasis prioritas. Jika proses dengan prioritas lebih tinggi tiba dan meminta layanan, manajer memori dapat menukar keluar memori proses-proses yang prioritasnya rendah sehingga proses-proses yang prioritasnya lebih tinggi tersebut dapat dieksekusi. Setelah proses-proses yang memiliki prioritas lebih tinggi tersebut selesai dieksekusi, proses-proses dengan prioritas rendah dapat ditukar kembali ke dalam memori dan dilanjutkan eksekusinya. Cara ini disebut juga dengan metoda roll in, roll out. Ketika proses yang sebelumnya ditukar, akan dikembalikan ke ruang memori. Ada 2 kemungkinan yang terjadi. Pertama, apabila pemberian alamat dilakukan pada waktu pembuatan atau waktu pengambilan, maka proses tersebut pasti akan menempati ruang memori yang sama. Akan tetapi, apabila pemberian alamat diberikan pada waktu eksekusi, ada kemungkinan proses akan dikembalikan ke ruang memori yang berbeda dengan sebelumnya. Dua kemungkinan ini berkaitan dengan penjelasan pada bab sebelumnya yaitu Manajemen Memori. Penukaran membutuhkan sebuah penyimpanan sementara. Penyimpanan sementara pada umumnya adalah sebuah fast disk, dan harus cukup untuk menampung salinan dari seluruh gambaran memori


78

untuk semua pengguna, dan harus mendukung akses langsung terhadap gambaran memori tersebut. Sistem mengatur ready queue yang berisikan semua proses yang gambaran memorinya berada di memori dan siap untuk dijalankan. Saat sebuah penjadwal CPU ingin menjalankan sebuah proses, ia akan memeriksa apakah proses yang mengantri di ready queue tersebut sudah berada di dalam memori tersebut atau belum. Apabila belum, penjadwal CPU akan melakukan penukaran keluar terhadap proses-proses yang berada di dalam memori sehingga tersedia tempat untuk memasukkan proses yang hendak dieksekusi tersebut. Setelah itu register dikembalikan seperti semula dan proses yang diinginkan akan dieksekusi.

Gambar 7.4 Skema view dari Swapping Waktu pergantian isi dalam sebuah sistem yang melakukan penukaran pada umumnya cukup tinggi. Untuk mendapatkan gambaran mengenai waktu pergantian isi, akan diilustrasikan sebuah contoh. Misalkan ada sebuah proses sebesar 1 MB, dan media yang digunakan sebagai penyimpanan sementara adalah sebuah hard disk dengan kecepatan transfer 5 MBps. Waktu yang dibutuhkan untuk mentransfer proses 1 MB tersebut dari atau ke dalam memori adalah: 1000 KB/5000 KBps = 1/5 detik = 200 milidetik Apabila diasumsikan head seek tidak dibutuhkan dan rata-rata waktu latensi adalah 8 milidetik, satu proses penukaran memakan waktu 208 milidetik. Karena kita harus melakukan proses penukaran sebanyak 2 kali, (memasukkan dan mengeluarkan dari memori), maka keseluruhan waktu yang dibutuhkan adalah 416 milidetik. Untuk penggunaan CPU yang efisien, kita menginginkan waktu eksekusi kita relatif panjang dibandingkan dengan waktu penukaran. Oleh karena itu, misalnya dalam penjadwalan CPU yang menggunakan metoda round robin, waktu kuantum yang kita tetapkan harus lebih besar dari 416 milidetik. Jika tidak, waktu lebih banyak terbuang pada proses penukaran saja sehingga penggunaan prosesor tidak efisien lagi. Bagian utama dari waktu penukaran adalah waktu transfer. Besar waktu transfer berhubungan langsung dengan jumlah memori yang di-tukar. Jika kita mempunyai sebuah komputer dengan memori utama 128 MB dan sistem operasi memakan tempat 5 MB, besar proses pengguna maksimal adalah 123 MB. Bagaimana pun juga, proses pengguna pada kenyataannya dapat berukuran jauh lebih kecil dari angka tersebut. Bahkan terkadang hanya berukuran 1 MB. Proses sebesar 1 MB dapat ditukar hanya dalam waktu 208 milidetik, jauh lebih cepat dibandingkan menukar proses sebesar 123 MB yang akan menghabiskan waktu 24.6 detik. Oleh karena itu, sangatlah berguna apabila kita mengetahui dengan baik berapa besar memori yang dipakai oleh proses pengguna, bukan sekedar dengan perkiraan saja. Setelah itu, kita dapat mengurangi besar waktu penukaran dengan cara hanya menukar proses-proses yang benar-benar membutuhkannya.


79

Agar metoda ini bisa dijalankan dengan efektif, pengguna harus menjaga agar sistem selalu memiliki informasi mengenai perubahan kebutuhan memori. Oleh karena itu, proses yang membutuhkan memori dinamis harus melakukan pemanggilan sistem (permintaan memori dan pelepasan memori) untuk memberikan informasi kepada sistem operasi akan perubahan kebutuhan memori. Penukaran dipengaruhi oleh banyak faktor. Jika kita hendak menukar suatu proses, kita harus yakin bahwa proses tersebut siap. Hal yang perlu diperhatikan adalah kemungkinan proses tersebut sedang menunggu I/O. Apabila I/O secara asinkron mengakses memori pengguna untuk I/O buffer, maka proses tersebut tidak dapat ditukar. Apabila sebuah operasi I/O berada dalam antrian karena peralatan I/O-nya sedang sibuk. Kemudian kita hendak mengeluarkan proses P1 dan memasukkan proses P2. Operasi I/O mungkin akan berusaha untuk memakai memori yang sekarang seharusnya akan ditempati oleh P2. Cara untuk mengatasi masalah ini adalah: 1. Menghindari penukaran proses yang sedang menunggu I/O. 2. Melakukan eksekusi operasi I/O hanya di buffer sistem operasi. Hal tersebut akan menjaga agar transfer antara buffer sistem operasi dan proses memori hanya terjadi saat si proses ditukar kedalam. Pada saat ini, proses penukaran secara dasar hanya digunakan di sedikit sistem. Hal ini dikarenakan penukaran menghabiskan terlalu banyak waktu tukar dan memberikan waktu eksekusi yang terlalu kecil sebagai solusi dari manajemen memori. Akan tetapi, banyak sistem yang menggunakan versi modifikasi dari metode penukaran ini. Salah satu sistem operasi yang menggunakan versi modifikasi dari metoda penukaran ini adalah UNIX. Penukaran berada dalam keadaan non-aktif, sampai apabila ada banyak proses yang berjalan yang menggunakan memori yang besar. Penukaran akan berhenti lagi apabila jumlah proses yang berjalan sudah berkurang. Pada awal pengembangan komputer pribadi, tidak banyak perangkat keras (atau sistem operasi yang memanfaatkan perangkat keras) yang dapat mengimplementasikan memori manajemen yang baik, melainkan digunakan untuk menjalankan banyak proses berukuran besar dengan menggunakan versi modifikasi dari metoda penukaran. Salah satu contoh yang baik adalah Microsoft Windows 3.1, yang mendukung eksekusi proses berkesinambungan. Apabila suatu proses baru hendak dijalankan dan tidak terdapat cukup memori, proses yang lama perlu dimasukkan ke dalam disk. Sistem operasi ini, bagaimana pun juga, tidak mendukung penukaran secara keseluruhan karena yang lebih berperan menentukan kapan proses penukaran akan dilakukan adalah pengguna dan bukan penjadwal CPU. Proses-proses yang sudah dikeluarkan akan tetap berada di luar memori sampai pengguna memilih proses yang hendak dijalankan. Sistem-sistem operasi Microsoft selanjutnya, seperti misalnya Windows NT, memanfaatkan fitur Unit Manajemen Memori.

7.7.

Proteksi Memori

Proteksi memori adalah sebuah sistem yang mencegah sebuah proses dari pengambilan memori proses lain yang sedang berjalan pada komputer yang sama dan pada saat yang sama pula. Proteksi memori selalu mempekerjakan hardware (Memori Manajemen Unit/MMU) dan sistem software untuk mengalokasikan memori yang berbeda untuk proses yang berbeda dan untuk mengatasi exception yang muncul ketika sebuah proses mencoba untuk mengakses memori di luar batas. Proteksi memori dapat menggunakan Relocation Register dengan Limit Register. Relocation Register berisi nilai terkecil alamat fisik. Limit Register berisi rentang nilai alamat logika. Dengan Relokasi dan Limit Register, tiap alamat logika harus lebih kecil dari Limit Register. MMU memetakan alamat logika secara dinamis dengan menambahkan nilai di Relocation Register. Alamat pemetaan ini kemudian dikirimkan ke memori. Efektivitas dari proteksi memori berbeda antara sistem operasi yang satu dengan yang lainnya. Ada beberapa cara yang berbeda untuk mencapai proteksi memori. Segmentasi dan pemberian halaman adalah dua metoda yang paling umum digunakan. Segmentasi adalah skema manajemen memori dengan cara membagi memori menjadi segmen-segmen. Dengan demikian, sebuah program dibagi menjadi segmen-segmen. Segmen adalah sebuah unit logis, yaitu unit yang terdiri dari beberapa bagian yang berjenis yang sama.


80

Segmen dapat terbagi jika terdapat elemen di tabel segmen yang berasal dari dua proses yang berbeda yang menunjuk pada alamat fisik yang sama. Saling berbagi ini muncul di level segmen dan pada saat ini terjadi semua informasi dapat turut terbagi. Proteksi dapat terjadi karena ada bit proteksi yang berhubungan dengan setiap elemen dari segmen tabel. Bit proteksi ini berguna untuk mencegah akses ilegal ke memori. Caranya menempatkan sebuah array di dalam segmen itu sehingga perangkat keras manajemen memori secara otomatis akan memeriksa indeks arraynya legal atau tidak. Pemberian halaman merupakan metode yang paling sering digunakan untuk proteksi memori. Pemberian halaman adalah suatu metoda yang memungkinkan suatu alamat fisik memori yang tersedia dapat tidak berurutan. Proteksi memori di lingkungan halaman bisa dilakukan dengan cara memproteksi bit-bit yang berhubungan dengan setiap frame. Biasanya bit-bit ini disimpan di dalam sebuah tabel halaman. Satu bit bisa didefinisikan sebagai baca-tulis atau hanya baca saja. Setiap referensi ke memori menggunakan tabel halaman untuk menemukan nomor frame yang benar. Pada saat alamat fisik sedang dihitung, bit proteksi bisa memeriksa bahwa kita tidak bisa menulis ke mode tulis saja.

Gambar 7.5 Dukungan perangkat keras untuk relokasi dan pembatasan register-register

7.8.

Alokasi Memori Berkesinambungan

Alokasi memori berkesinambungan berarti alamat memori diberikan kepada proses secara berurutan dari kecil ke besar. Keuntungan menggunakan alokasi memori berkesinambungan dibandingkan menggunakan alokasi memori tidak berkesinambungan adalah: a. Sederhana b. Cepat c. Mendukung proteksi memori Sedangkan kerugian dari menggunakan alokasi memori berkesinambungan adalah apabila tidak semua proses dialokasikan di waktu yang sama, akan menjadi sangat tidak efektif sehingga mempercepat habisnya memori. Alokasi memori berkesinambungan dapat dilakukan baik menggunakan sistem partisi banyak, maupun menggunakan sistem partisi tunggal. Sistem partisi tunggal berarti alamat memori yang akan dialokasikan untuk proses adalah alamat memori pertama setelah pengalokasian sebelumnya. Sedangkan sistem partisi banyak berarti sistem operasi menyimpan informasi tentang semua bagian memori yang tersedia untuk dapat diisi oleh proses-proses (disebut lubang). Sistem partisi banyak kemudian dibagi lagi menjadi sistem partisi banyak tetap, dan sistem partisi banyak dinamis. Hal yang membedakan keduanya adalah untuk sistem partisi banyak tetap, memori dipartisi menjadi blok-blok yang ukurannya tetap yang ditentukan dari awal. Sedangkan sistem partisi banyak dinamis artinya memori dipartisi menjadi bagian-bagian dengan jumlah dan besar yang tidak tentu.

7.8.1. Sistem partisi banyak Sistem operasi menyimpan sebuah tabel yang menunjukkan bagian mana dari memori yang memungkinkan untuk menyimpan proses, dan bagian mana yang sudah diisi. Pada intinya, seluruh memori dapat diisi oleh proses pengguna. Saat sebuah proses datang dan membutuhkan memori, CPU akan mencari lubang yang cukup besar untuk menampung proses tersebut. Setelah


81

menemukannya, CPU akan mengalokasikan memori sebanyak yang dibutuhkan oleh proses tersebut, dan mempersiapkan sisanya untuk menampung proses-proses yang akan datang kemudian (seandainya ada). Saat proses memasuki sistem, proses akan dimasukkan ke dalam antrian masukan. Sistem operasi akan menyimpan besar memori yang dibutuhkan oleh setiap proses dan jumlah memori kosong yang tersedia, untuk menentukan proses mana yang dapat diberikan alokasi memori. Setelah sebuah proses mendapat alokasi memori, proses tersebut akan dimasukkan ke dalam memori. Setelah proses tersebut dimatikan, proses tersebut akan melepas memori tempat dia berada, yang mana dapat diisi kembali oleh proses lain dari antrian masukan. Sistem operasi setiap saat selalu memiliki catatan jumlah memori yang tersedia dan antrian masukan. Sistem operasi dapat mengatur antrian masukan berdasarkan algoritma penjadwalan yang digunakan. Memori dialokasikan untuk proses sampai akhirnya kebutuhan memori dari proses selanjutnya tidak dapat dipenuhi (tidak ada lubang yang cukup besar untuk menampung proses tersebut). Sistem operasi kemudian dapat menunggu sampai ada blok memori cukup besar yang kosong, atau dapat mencari proses lain di antrian masukan yang kebutuhan memorinya memenuhi jumlah memori yang tersedia. Pada umumnya, kumpulan lubang-lubang dalam berbagai ukuran tersebar di seluruh memori sepanjang waktu. Apabila ada proses yang datang, sistem operasi akan mencari lubang yang cukup besar untuk menampung memori tersebut. Apabila lubang yang tersedia terlalu besar, akan dipecah menjadi 2. Satu bagian akan dialokasikan untuk menerima proses tersebut, sementara bagian lainnya tidak digunakan dan siap menampung proses lain. Setelah proses selesai, proses tersebut akan melepas memori dan mengembalikannya sebagai lubang-lubang. Apabila ada dua lubang yang kecil yang berdekatan, keduanya akan bergabung untuk membentuk lubang yang lebih besar. Pada saat ini, sistem harus memeriksa apakah ada proses yang menunggu yang dapat dimasukkan ke dalam ruang memori yang baru terbentuk tersebut. Hal ini disebut Permasalahan alokasi penyimpanan dinamis, yakni bagaimana memenuhi permintaan sebesar n dari kumpulan lubang-lubang yang tersedia. Ada berbagai solusi untuk mengatasi hal ini, yaitu: 1. First fit: Mengalokasikan lubang pertama ditemukan yang besarnya mencukupi. Pencarian dimulai dari awal. 2. Best fit: Mengalokasikan lubang dengan besar minimum yang mencukupi permintaan. 3. Next fit: Mengalokasikan lubang pertama ditemukan yang besarnya mencukupi. Pencarian dimulai dari akhir pencarian sebelumnya. 4. Worst fit: Mengalokasikan lubang terbesar yang ada. Memilih yang terbaik diantara keempat metode di atas adalah sepenuhnya tergantung kepada pengguna, karena setiap metode memiliki kelebihan dan kekurangan masing-masing. Menggunakan best fit dan worst fit berarti kita harus selalu memulai pencarian lubang dari awal, kecuali apabila lubang sudah disusun berdasarkan ukuran. Metode worst fit akan menghasilkan sisa lubang yang terbesar, sementara metoda best fit akan menghasilkan sisa lubang yang terkecil.

Gambar 7.6 Alokasi memori partisi banyak 7.8.2. Fragmentasi Fragmentasi adalah munculnya lubang-lubang yang tidak cukup besar untuk menampung permintaan dari proses. Fragmentasi dapat berupa fragmentasi internal maupun fragmentasi eksternal. Fragmentasi ekstern muncul apabila jumlah keseluruhan memori kosong yang tersedia memang


82

mencukupi untuk menampung permintaan tempat dari proses, tetapi letaknya tidak berkesinambungan atau terpecah menjadi beberapa bagian kecil sehingga proses tidak dapat masuk. Umumnya, ini terjadi ketika kita menggunakan sistem partisi banyak dinamis. Pada sistem partisi banyak dinamis, seperti yang diungkapkan sebelumnya, sistem terbagi menjadi blok-blok yang besarnya tidak tetap. Maksud tidak tetap di sini adalah blok tersebut bisa bertambah besar atau bertambah kecil. Misalnya, sebuah proses meminta ruang memori sebesar 17 KB, sedangkan memori dipartisi menjadi blok-blok yang besarnya masing-masing 5 KB. Maka, yang akan diberikan pada proses adalah 3 blok ditambah 2 KB dari sebuah blok. Sisa blok yang besarnya 3 KB akan disiapkan untuk menampung proses lain atau jika ia bertetangga dengan ruang memori yang kosong, ia akan bergabung dengannya. Akibatnya dengan sistem partisi banyak dinamis, bisa tercipta lubang-lubang di memori, yaitu ruang memori yang kosong. Keadaan saat lubang-lubang ini tersebar yang masingmasing lubang tersebut tidak ada yang bisa memenuhi kebutuhan proses padahal jumlah dari besarnya lubang tersebut cukup untuk memenuhi kebutuhan proses disebut sebagai fragmentasi ekstern. Fragmentasi intern muncul apabila jumlah memori yang diberikan oleh penjadwal CPU untuk ditempati proses lebih besar daripada yang diminta proses karena adanya selisih antara permintaan proses dengan alokasi lubang yang sudah ditetapkan. Hal ini umumnya terjadi ketika kita menggunakan sistem partisi banyak tetap. Kembali ke contoh sebelumnya, di mana ada proses dengan permintaan memori sebesar 17 KB dan memori dipartisi menjadi blok yang masing-masing besarnya 5 KB. Pada sistem partisi banyak tetap, memori yang dialokasikan untuk proses adalah 4 blok, atau sebesar 20 KB. Padahal, yang terpakai hanya 17 KB. Sisa 3 KB tetap diberikan pada proses tersebut, walaupun tidak dipakai oleh proses tersebut. Hal ini berarti pula proses lain tidak dapat memakainya. Perbedaan memori yang dialokasikan dengan yang diminta inilah yang disebut fragmentasi intern. Algoritma alokasi penyimpanan dinamis mana pun yang digunakan, tetap tidak bisa menutup kemungkinan terjadinya fragmentasi. Bahkan hal ini bisa menjadi fatal. Salah satu kondisi terburuk adalah apabila kita memiliki memori terbuang setiap dua proses. Apabila semua memori terbuang itu digabungkan, bukan tidak mungkin akan cukup untuk menampung sebuah proses. Sebuah contoh statistik menunjukkan bahwa saat menggunakan metoda first fit, bahkan setelah dioptimisasi, dari N blok teralokasi, sebanyak 0.5N blok lain akan terbuang karena fragmentasi. Jumlah sebanyak itu berarti kurang lebih setengah dari memori tidak dapat digunakan. Hal ini disebut dengan aturan 50%. Fragmentasi ekstern dapat diatasi dengan beberapa cara, diantaranya adalah: 1. Pemadatan, yaitu mengatur kembali isi memori agar memori yang kosong diletakkan bersama di suatu bagian yang besar sehingga proses dapat masuk ke ruang memori kosong tersebut. Pemadatan hanya dapat dilakukan bila pengalamatan program dilakukan pada saat eksekusi. Kebutuhan akan pemadatan akan hilang bila pengalamatan dapat dilakukan secara berurutan, walaupun sebenarnya proses tidak ditempatkan pada lokasi memori yang berurutan. Nantinya, konsep ini diterapkan dengan Paging. 2. Penghalamanan. 3. Segmentasi. Fragmentasi internal tidak dapat dihindarkan apabila kita menggunakan sistem partisi banyak berukuran tetap, mengingat besar hole yangdisediakan selalu tetap, kecuali jika kita menggunakan sistem partisi banyak dinamis, yang memungkinkan suatu proses untuk diberikan ruang memori sebesar yang dia minta.

7.9.

Penghalaman Memori

Penghalaman merupakan metode yang memungkinkan suatu alamat fisik memori yang tersedia dapat tidak berurutan. Pemberian halaman bisa menjadi solusi untuk pemecahan masalah luar. Untuk bisa mengimplementasikan solusi ini adalah melalui pengunaan dari skema pemberian halaman. Dengan pemberian halaman bisa mencegah masalah penting dari pemuatan besar ukuran memori yang bervariasi kedalam penyimpanan cadangan. Ketika beberapa pecahan kode dari data yang tersisa di memori utama perlu untuk ditukar keluar, harus ditemukan ruang untuk penyimpanan cadangan. Masalah pemecahan kode didiskusikan dengan kaitan bahwa pengaksesannya lebih lambat. Biasanya bagian yang menunjang untuk pemberian halaman telah ditangani oleh perangkat keras. Bagaimana pun, desain yang ada baru-baru ini telah diimplementasikan dengan menggabungkan perangkat keras dan sistem operasi, terutama pada microprocessor 64 bit . Keuntungan dan kerugian pemberian halaman adalah:


83

Jika kita membuat ukuran dari masing-masing halaman menjadi lebih besar. • Keuntungan. Akses memori akan relatif lebih cepat. • Kerugian. Kemungkinan terjadinya fragmentasi intern sangat besar. Jika kita membuat ukuran dari masing-masing halaman menjadi lebih kecil. • Keuntungan. Kemungkinan terjadinya internal Framentasi akan menjadi lebih kecil. • Kerugian. Akses memori akan relatif lebih lambat. Keuntungan lainnya dari paging adalah, konsep memori virtual bisa diterapkan dengan menuliskan halaman ke disk, dan pembacaan halaman dari disk ketika dibutuhkan. Hal ini dikarenakan jarangnya pengunaan kode-kode dan data suatu program secara keseluruhan pada suatu waktu. Kerugian lainnya dari paging adalah, paging tidak bisa diterapkan untuk beberapa prosesor tua atau kecil (dalam keluarga Intel x86, sebagai contoh, hanya 80386 dan di atasnya yang punya MMU, yang bisa diterapkan paging). Hal ini dikarenakan paging membutuhkan MMU (Memory Management Unit). 7.9.1. Metode Dasar Jadi metode dasar yang digunakan adalah dengan memecah memori fisik menjadi blok-blok berukuran tetap yang akan disebut sebagai frame. Selanjutnya memori logis juga dipecah menjadi blok-blok dengan ukuran yang sama disebut sebagai halaman. Selanjutnya pembuatan suatu tabel halaman yang akan menerjemahkan memori logis kita ke dalam memori fisik. Jika suatu proses ingin dieksekusi maka memori logis akan melihat dimanakah dia akan ditempatkan di memori fisik dengan melihat kedalam tabel halamannya.

Gambar 7.7 Penghalaman dengan perangkat keras Setiap alamat yang dihasilkan oleh CPU dibagi-bagi menjadi dua bagian yaitu sebuah nomor halaman (p) dan sebuah offset halaman (d). Nomor halaman ini akan digunakan sebagai indeks untuk tabel halaman. Tabel halaman mengandung basis alamat dari tiap-tiap halaman di memori fisik. Basis ini dikombinasikan dengan offset halaman untuk menentukan alamat memori fisik yang dikirim ke unit memori. Memori fisik dipecah menjadi beberapa blok berukuran yang tetap yang disebut frame (frame), sedangkan memori logis juga dipecah dengan ukuran yang sama yang disebut halaman. Suatu alamat memori yang digenerate oleh CPU terdiri dari 2 bagian yaitu halaman dan offset. Halaman berfungsi sebagai indeks dari suatu halaman table. Isi dari indeks yang ditunjuk pada halaman table (frame) digabungkan dengan offset maka akan membentuk suatu alamat asli dari suatu data pada memori fisik. Offset sendiri berfungsi sebagai penunjuk dari suatu blok data yang berada dalam suatu frame.


84

Gambar 7.8 Model penghalaman memori logik dan fisik

Gambar 7.9 Contoh penghalaman untuk memori 32-bit dengan 4 byte per halaman 7.9.2. Dukungan Perangkat Keras Setiap sistem operasi mempunyai caranya tersendiri untuk menyimpan tabel halaman. Biasanya sistem operasi mengalokasikan sebuah tabel halaman untuk setiap proses. sebuah penunjuk ke tabel halaman disimpan dengan nilai register yang lain didalam blok pengontrol proses. Akan tetapi penggunaannya menjadi tidak praktis karena ternyata tabel halaman disimpan pada memori utama yang tentu saja kecepatannya jauh lebih lambat dari dari register. Translation Lookaside Buffers (TLBs) dibuat untuk mengatasi masalah tersebut. TLBs adalah suatu asosiatif memori berkecepatan tinggi yang berfungsi hampir sama seperti cache memori tapi terjadi pada tabel halaman, TLBs menyimpan sebagian alamat-alamat data dari suatu proses yang berada pada tabel halaman yang sedang digunakan atau sering digunakan. TLBs biasanya terletak pada Memori Manajement Unit (MMU).


85

Salah satu feature dari TLBs adalah mampu membuat proteksi suatu alamat memori. Feature ini dinamakan address-space identifiers (ASIDs). ASIDs ini membuat suatu alamat memori hanya ada 1 proses yang bisa mengaksesnya. Contohnya adalah JVM. Pada saat program Java berjalan, Java membuat alokasi alamat memori untuk JVM dan yang bisa mengakses alamat tersebut hanya program Java yang sedang berjalan itu saja. Suatu keadaan dimana pencarian alamat memori berhasil ditemukan pada TLBs disebut TLB hit. Sedangkan sebaliknya jika terjadi pada tabel halaman (dalam hal ini TLB gagal) disebut TLB miss. Effective Address Time adalah waktu yang dibutuhkan untuk mengambil data dalam memori fisik dengan persentase TLB hit (hit ratio) dan TLB miss (miss ratio). Persentasi dari beberapa kali TLB hit adalah disebut hit ratio. hit ratio 80% berarti menemukan nomor halaman yang ingin kita cari didalam TLB sebesar 80%. Jika waktu akses ke TLB memakan waktu 20 nanodetik dan akses ke memori memakan waktu sebesar 100 nanodetik maka total waktu kita memetakan memori adalah 120 nanodetik jika TLB hit. dan jika TLB miss maka total waktunya adalah 220 nanodetik. Jadi untuk mendapatkan waktu akses memori yang efektif maka kita harus membagibagi tiap kasus berdasarkan kemungkinannya: Effective address time = hit ratio * (time search TLB + time access memori) + miss ratio * (time search TLB + time access tabel halaman + time access memori) Suatu mesin yang efektif apabila memiliki effective address time yang kecil. Banyak cara yang telah dilakukan untuk optimal, salah satunya dengan mereduksi TLBs miss. Jadi sistem operasi memiliki intuisi untuk memprediksi halaman selanjutnya yang akan digunakan kemudian me-loadnya ke dalam TLB.

7.9.3. Proteksi Memori Proteksi memori di lingkungan halaman dikerjakan oleh bit-bit proteksi yang berhubungan dengan tiap frame. Biasanya bit-bit ini disimpan didalam sebuah tabel halaman. Satu bit bisa didefinisikan sebagai baca-tulis atau hanya baca saja suatu halaman. Setiap referensi ke memori menggunakan tabel halaman untuk menemukan nomor frame yang benar. Pada saat alamat fisik sedang dihitung, bit proteksi bisa dicek untuk memastikan tidak ada kegiatan tulis-menulis ke dalam 'read-only halaman'. Hal ini diperlukan untuk menghindari tejadinya 'memori-protection violation', suatu keadaan dimana terjadi suatu percobaan menulis di 'halaman read-only'. Ketika bit proteksi bernilai 'valid', berarti halaman yang dicari ada di dalam ruang alamat logika. Yang artinya halaman tersebut dapat diakses. Jika bit proteksi bernilai 'invalid', artinya halaman yang dimaksud tidak berada dalam ruang alamat logika. Sehingga halaman tersebut tidak dapat diakses.

7.9.4. Tabel Halaman Sebagian besar komputer modern memiliki perangkat keras istimewa yaitu unit manajemen memori (MMU). Unit tersebut berada diantara CPU dan unit memori. Jika CPU ingin mengakses memori (misalnya untuk memanggil suatu instruksi atau memanggil dan menyimpan suatu data), maka CPU mengirimkan alamat memori yang bersangkutan ke MMU, yang akan menerjemahkannya ke alamat lain sebelum melanjutkannya ke unit memori. Alamat yang dihasilkan oleh CPU, setelah adanya pemberian indeks atau aritmatik ragam pengalamatan lainnya disebut alamat logis (virtual address). Sedangkan alamat yang didapatkan fisik membuat sistem operasi lebih mudah pekerjaannya saat mengalokasikan memori. Lebih penting lagi, MMU juga mengizinkan halaman yang tidak sering digunakan bisa disimpan di disk. Cara kerjanya adalah sebagai berikut: Tabel yang digunakan oleh MMU mempunyai bit sahih untuk setiap halaman di bagian alamat logis. Jika bit tersebut di set, maka penterjemahan oleh alamat logis di halaman itu berjalan normal. Akan tetapi jika dihapus, adanya usaha dari CPU untuk mengakses suatu alamat di halaman tersebut menghasilkan suatu interupsi yang disebut page fault trap. Sistem operasi telah mempunyai interrupt handler untuk kesalahan halaman, juga bisa digunakan untuk mengatasi interupsi jenis yang lain. Handler inilah yang akan bekerja untuk mendapatkan halaman yang diminta ke memori. Untuk lebih jelasnya, saat kesalahan halaman dihasilkan untuk halaman p1, interrupt handler melakukan hal-hal berikut ini:


•

• • • • • •

86

Mencari dimana isi dari halaman p1 disimpan di disk. Sistem operasi menyimpan informasi ini di dalam tabel. Ada kemungkinan bahwa halaman tersebut tidak ada dimana-mana, misalnya pada kasus saat referensi memori adalah bug. Pada kasus tersebut, sistem operasi mengambil beberapa langkah kerja seperti mematikan prosesnya. Dan jika diasumsikan halamannya berada dalam disk: Mencari halaman lain yaitu p2 yang dipetakan ke frame lain f dari alamat fisik yang tidak banyak dipergunakan. Menyalin isi dari frame f keluar dari disk. Menghapus bit sahih dari halaman p2 sehingga sebagian referensi dari halaman p2 akan menyebabkan kesalahan halaman. Menyalin data halaman p1 dari disk ke frame f. Update tabel MMU sehingga halaman p1 dipetakan ke frame f. Kembali dari interupsi dan mengizinkan CPU mengulang instruksi yang menyebabkan interupsi tersebut.

Gambar 7.10 Penghalaman perangkat keras dengan TLB Pada dasarnya MMU terdiri dari tabel halaman yang merupakan sebuah rangkaian array dari masukan-masukan (entries) yang mempunyai indeks berupa nomor halaman (p). Setiap masukan terdiri dari flags (contohnya bit sahih dan nomor frame). Alamat fisik dibentuk dengan menggabungkan nomor frame dengan offset, yaitu bit paling rendah dari alamat logis.

Gambar 7.11 Skema tabel halaman dua tingkat


87

7.9.5. Pemberian Halaman Secara Meningkat Hierarchical paging atau pemberian halaman bertingkat merupakan metode pemberian halaman secara maju (forward mapped paging). Pemberian halaman dengan cara ini menggunakan pembagian tingkat setiap segmen alamat logikal. Setiap segmen menunjukkan indeks dari tabel halaman, kecuali segmen terakhir yang menunjukkan langsung frame pada memori fisik. Segmen terakhir ini biasa disebut offset(D). Dapat disimpulkan bahwa segmen yang terdapat dalam alamat logik menentukan berapa lapis paging yang digunakan yaitu banyak segmen-1. Selain itu dalam sistem ini setiap tabel halaman memiliki page table lapis kedua yang berbeda. Dengan metoda ini, isi pada indeks tabel halaman pertama akan menunjuk pada tabel halaman kedua yang bersesuaian dengan isi dari tabel halaman pertama tersebut. Sedangkan isi dari page table kedua menunjukkan tempat di mana tabel halaman ketiga bermula, sedang segmen alamat logik kedua adalah indeks ke-n setelah starting point tabel halaman ketiga dan seterusnya sampai dengan segmen terakhir. Sedangkan segmen terakhir menunjukkan langsung indeks setelah alamat yang ditunjukkan oleh tabel halaman terakhir.

Gambar 7.12 Tabel halaman secara bertingkat Kekurangan dari metoda ini adalah borosnya memori karena setiap tabel halaman menunjuk pada page tabel lainnya yang berbeda. Jika segmen pertama berisi p bit, maka besar tabel halaman pertama sebesar 2 pangkat p. Bila segmen kedua berisi s bit, maka setiap tabel halaman pertama menunjuk pada 2 pangkat s banyaknya ruang pada memori. Sehingga sampai dengan tingkat dua ini ruang yang dibutuhkan untuk paging sudah mencapai 2 pangkat s+p. Dapat dikatakan bahwa metoda ini sangat tidak cocok untuk diterapkan pada mapping besar seperti 64-bit walaupun dapat saja dilakukan.

Gambar 7.13 Penghalaman hirarki


88

7.9.6. Tabel Halaman secara Hashed Tabel Halaman secara Hashed cukup cocok untuk paging berukuran besar, seperti 64-bit. Karakteristik dari metoda ini adalah digunakannya sebuah fungsi untuk memanipulasi alamat logik. Selain sebuah fungsi, tabel halaman secara hashed juga menggunakan tabel hash dan juga pointer untuk menangani linked list. Hasil dari hashing akan dipetakan pada hash tabel halaman yang berisi linked list. Penggunaan linked list adalah untuk pengacakan data yang dikarenakan besar hash table yang sangat terbatas. Pada metoda ini offset masih sangat berperan untuk menunjukkan alamat fisik, yaitu dengan meng-concate isi dari linked list dengan offset tersebut. Sistem ini dapat dikembangkan menjadi Clustered Tabel Halaman yang lebih acak dalam pengalamatan dalam memori fisik.

Gambar 7.14 Hashed page tables 7.9.7. Tabel Halaman secara inverted Metoda ini berbeda dengan metode lainnya. Pada Tabel Halaman Inverted, proses pemberian halaman dipusatkan pada proses yang sedang ditangani. Alamat lojik yang menggunakan inverted tabel halaman merepresentasikan proses yang dimiliki. Sehingga tabel halaman pada metoda ini sama besar atau lebih dengan jumlah proses yang dapat ditangani dalam setiap kesempatan. Bila diasumsikan sistem dapat menangani n buah proses maka paling tidak tabel halaman juga sebesar n, sehingga setidaknya satu proses memiliki satu halaman yang bersesuaian dengan page tersebut. Metoda inverted ini bertumpu pada proses pencarian identitas dari proses di dalam tabel halaman tersebut. Jika proses sudah dapat ditemukan di dalam tabel halaman maka letak indeks di tabel halaman yang dikirimkan dan dikonketenasi dengan offset sehingga membentuk alamat fisik yang baru. Karena Inverted paging membatasi diri pada banyaknya proses maka jika dibandingkan dengan hierarchical paging metoda ini membutuhkan memori yang lebih sedikit.

Gambar 7.15 Tabel halaman secara inverted


89

Kekurangan pertama dari inverted paging ini disebabkan oleh fasilitas searching yang dimilikinya. Memori fisik sendiri tersusun secara berurutan di dalam tabel halaman, namun proses yang ingin dicari berasal dari alamat virtual sehingga ada kemungkinan dilakukan pencarian seluruh tabel halaman sampai akhirnya halaman tersebut ditemukan. Hal ini menyebabkan ketidakstabilan metoda ini sendiri. Kekurangan lain dari inverted tabel halaman adalah sulitnya menerapkan memori berbagi (shared). Memori sharing adalah sebuah cara dimana proses yang berbeda dapat mengakses suatu alamat di memori yang sama. Ini bertentangan dengan konsep dari inverted tabel halaman sendiri yaitu, setiap proses memiliki satu atau lebih frame di memori, dengan pasangan proses dan frame unik. Unik dalam arti beberapa frame hanya dapat diakses oleh satu buah proses saja. Karena perbedaan konsep yang sedemikian jauh tersebut maka memori sharing hampir mustahil diterapkan dengan inverted tabel halaman.

Gambar 7.16 Inverted page tables 7.9.8.

Berbagi Halaman (Share)

Gambar 7.17 Berbagi halaman Keuntungan lain dari pemberian halaman adalah kemungkinannya untuk berbagi kode yang sama. Pertimbangan ini terutama sekali penting pada lingkungan yang berbagi waktu. Pertimbangkan sebuah sistem yang mendukung 40 pengguna, yang masing-masing menjalankan aplikasi pengedit teks. Jika editor teks tadi terdiri atas 150K kode dan 50K ruang data, kita akan membutuhkan 8000K untuk mendukung 40 pengguna. Jika kodenya dimasukan ulang, bagaimana pun juga dapat dibagibagi, seperti pada gambar. Disini kita lihat bahwa tiga halaman editor (masing-masing berukuran 50K; halaman ukuran besar digunakan untuk menyederhanakan gambar) sedang dibagi-bagi diantara tiga proses. Masing-masing proses mempunyai halaman datanya sendiri. Terlihat jelas selisih penggunaan memori sesudah dan sebelum berbagi halaman adalah sebesar 5850MB. Frame yang berisi editor


90

diakses oleh banyak pengguna. Jadi hanya ada satu salinan editor yang ditaruh di memori. Tiap tabel halaman dari tiap proses mengakses editor yang sama, tapi halaman data dari tiap proses tetap ditaruh di frame yang berbeda. Inilah yang dimaksud dengan berbagi halaman.

Gambar 7.18 Share page

7.10. Segmentasi Segmentasi merupakan skema manajemen memori yang mendukung cara pandang seorang programmer terhadap memori. Ruang alamat logika merupakan sekumpulan dari segmen-segmen. Masing-masing segment mempunyai panjang dan nama. Alamat diartikan sebagai nama segmen dan offset dalam suatu segmen. Jadi jika seorang pengguna ingin menunjuk sebuah alamat dapat dilakukan dengan menunjuk nama segmen dan offsetnya. Untuk lebih menyederhanakan implementasi, segmen-segmen diberi nomor yang digunakan sebagai pengganti nama segment. Sehingga, alamat lojik terdiri dari dua tupple: [segment-number, offset].

Gambar 7.19 Sisi pandang program oleh pengguna 7.10.1. Segmentasi Perangkat Keras Meskipun seorang pengguna dapat memandang suatu objek dalam suatu program sebagai alamat berdimensi dua, memori fisik yang sebenarnya tentu saja masih satu dimensi barisan byte. Jadi kita harus bisa mendefinisikan pemetaan dari dua dimensi alamat yang didefinisikan oleh pengguna ke satu dimensi alamat fisik. Pemetaan ini disebut sebagai sebuah segment table. Masing-masing masukan dari mempunyai segment base dan segment limit. Segment base merupakan alamat fisik dan segmen limit diartikan sebagai panjang dari segmen.


91

Gambar 7.20 Arsitektur segmentasi perangkat keras Suatu alamat logika terdiri dari dua bagian, yaitu nomor segmen(s), dan offset pada segmen(d). Nomor segmen digunakan sebagai indeks dalam segmen table. Offset d alamat lojik harus antara 0 hingga dengan segmen limit. Jika tidak maka diberikan pada sistem operasi. Jika offset ini legal maka akan dijumlahkan dengan segmen base untuk menjadikannya suatu alamat di memori fisik dari byte yang diinginkan. Jadi segmen table ini merupakan suatu array dari pasangan base dan limit register.

Gambar 7.21 Segmentasi Sebagai contoh kita mempunyai nomor segmen dari 0 sampai dengan 4. Segmen-segmen ini disimpan dalam suatu memori fisik. Tabel segmen berisi data untuk masing-masing segmen, yang memberikan informasi tentang awal alamat dari segmen di fisik memori (atau base) dan panjang dari segmen (atau limit). Misalkan, segmen 2 mempunyai panjang 400 dan dimulai pada lokasi 4300. Jadi, referensi di byte 53 dari segmen 2 dipetakan ke lokasi 4300 + 53 = 5353. Suatu referensi ke segmen 3, byte 852, dipetakan ke 3200 (sebagai base dari segmen) + 852 = 4052. Referensi ke byte 1222 dari segmen 0 akan menghasilkan suatu trap ke sistem operasi, karena segmen ini hanya mempunyai panjang 1000 byte.

7.10.2. Keuntungan Segmentasi Kelebihan Pemberian Halaman: tidak ada fragmentasi luar-alokasinya cepat. Kelebihan Segmentasi: saling berbagi-proteksi.


92

Gambar 7.22 Segmentasi dengan pemberian halaman Keuntungan pemakaian cara segmentasi ini adalah sebagai berikut: 1. Menyederhanakan penanganan struktur data yang berkembang. Seringkali penanganan struktur data menuntut perubahan panjang data. Hal ini dimungkinkan dengan adanya segmentasi. Jadi dengan segmentasi membuat penanganan struktur data menjadi fleksibel. 2. Kompilasi ulang independen tanpa mentautkan kembali seluruh program. Teknik ini memungkinkan program-program dikompilasi ulang secara independen tanpa perlu mentautkan kembali seluruh program dan dimuatkan kembali. Jika masing-masing prosedur terdapat di segmen terpisah beralamat 0 sebagai alamat awal, maka pentautan prosedur-prosedur yang dikompilasi secara terpisah sangat lebih mudah. Setelah semua prosedur dikompilasi dan ditautkan, panggilan ke prosedur di segmen n akan menggunakan alamat dua bagian yaitu (n,0) mengacu ke word alamat 0 (sebagai titik masuk) segmen ke n. Jika prosedur di segmen n dimodifikasi dan dikompilasi ulang, prosedur lain tidak perlu diubah (karena tidak ada modifikasi alamat awal) walau versi baru lebih besar dibanding versi lama. 3. Memudahkan pemakaian memori bersama diantara proses-proses Teknik ini memudahkan pemakaian memori bersama diantara proses-proses. Pemrogram dapat menempatkan program utilitas atau tabel data berguna di segmen yang dapat diacu oleh proses-proses lain. Segmentasi memberi fasilitas pemakaian bersama terhadap prosedur dan data untuk dapat diproses, berupa shared library. Pada workstation modern yang menjalankan sistem Windows sering mempunyai pustaka grafis sangat besar. Pustaka ini diacu hampir semua program. Pada sistem bersegmen, pustaka grafis diletakan di satu segmen dan dipakai secara bersama banyak proses sehingga menghilangkan mempunyai pustaka ditiap ruang alamat proses. Shared libraries di sistem pengalamantan murni lebih rumit, yaitu dengan simulasi segmentasi. 4. Memudahkan proteksi karena segmen dapat dikonstruksi berisi sekumpulan prosedur atau data terdefinisi baik, pemrogram atau administrator sistem dapat memberikan kewenangan pengaksesan secara nyaman.

7.10.3. Penggunaan Segmentasi pada Pentium Arsitektur Pentium memperbolehkan segmen sebanyak 4 GB dan jumlah maksimum segmen per proses adalah 16 KB. Ruang alamat lojik dari proses dibagi menjadi 2 partisi. Partisi pertama terdiri atas segmen-segmen hingga 8 KB (tersendiri dari proses). Partisi kedua terdiri atas segmen-segmen hingga 8 KB yang berbagi dengan semua proses-proses. Informasi partisi pertama terletak di LDT (Local Descriptor Table), informasi partisi kedua terletak di GDT (Global Descriptor Table).


93

Gambar 7.23 Segmentasi dengan pemberian halaman (INTEL 30386) Masing-masing entri dari LDT dan GDT terdiri atas 8 byte segmen descriptor dengan informasi yang rinci tentang segmen-segmen tertentu, termasuk lokasi base dan limit dari segmen itu. Alamat logikal adalah sepasang (selector, offset), dimana berjumlah 16 bit. Gambarnya adalah sebagai berikut:

Gambar 7.24 Selector Dimana s menandakan nomor segmen, g mengindikasikan apakah segmen GDT atau LDT, dan p mengenai proteksi. Offsetnya berjumlah 32 bit yang menspesifikasi lokasi byte (atau word) dalam segmentasi Pentium. Pada Pentium mempunyai 6 register mikroprogram 8 byte, yang mengijinkan 6 segmen tadi untuk dialamatkan kapan saja. 6 register ini berfungsi untuk menangani deskriptor-deskriptor yang sesuai dengan LDT atau GDT. Cache ini juga mengijinkan Pentium untuk tidak membca deskriptor dari memori. Alamat linear pada Pentium panjangnya 32 bit dan prosesnya adalah register segmen menunjuk pada entry yang sesuai dalam LDT atau GDT. Informasi base dan limit tentang segmen Pentium digunakan untuk menghasilkan alamat linear. Pertama, limit digunakan untuk memeriksa valid tidaknya suatu alamat. Jika alamat tidak valid, maka kesalahan memori akan terjadi yang menimbulkan trap pada sistem operasi. Jika alamat valid, maka nilai offset dijumlahkan dengan nilai base, yang menghasilkan alamat linear 32 bit. Hal ini ditunjukkan seperti pada gambar berikut:

Gambar 7.25 Segmentasi Intel Pentium


94

7.10.4. Segmentasi pada Linux Pada Pentium, Linux hanya menggunakan 6 segmen: 1. Segmen untuk kode kernel. 2. Segmen untuk data kernel. 3. Segmen untuk kode pengguna. 4. Segmen untuk data pengguna. 5. Segmen Task-state (TSS). 6. Segmen default LDT. Segmen untuk kode pengguna dan data pengguna berbagi dengan semua proses yang running pada pengguna mode, karena semua proses menggunakan ruang alamat lojik yang sama dan semua descriptor segmen terletak di GDT. TSS (Task-state Segment) digunakan untuk menyimpan context hardware dari tiap proses selama context switch. Tiap proses mempunyai TSS sendiri, dimana deskriptornya terletak di GDT. Segmen default LDT normalnya berbagi dengan semua proses dan biasanya tidak digunakan. Jika suatu proses membutuhkan LDT-nya, maka proses dapat membuatnya dan tidak menggunakan default LDT. Seperti yang telah dijelaskan, tiap selektor segmen mempunyai 2 bit proteksi. Mak, Pentium mengijinkan proteksi 4 level. Dari 4 level ini, Linux hanya mengenal 2 level, yaitu pengguna mode dan kernel mode.


95

8. VIRTUAL MEMORI Memori virtual adalah suatu teknik yang memisahkan antara memori logis dan memori fisiknya. Teknik ini menyembunyikan aspek-aspek fisik memori dari pengguna dengan menjadikan memori sebagai lokasi alamat virtual berupa byte yang tidak terbatas dan menaruh beberapa bagian dari memori virtual yang berada di memori logis. Konsep memori virtual dikemukakan pertama kali oleh John Fotheringham pada tahun 1961 dengan menggunakan dynamic storage allocation pada sistem komputer atlas di Universitas Manchester. Sedangkan istilah memori virtual dipopulerkan oleh Peter J. Denning yang mengambil istilah 'virtual' dari dunia optik.

Gambar 8.1 Memori virtual lebih besar ukurannya dari memori fisik Setiap program yang dijalankan harus berada di memori. Memori merupakan suatu tempat penyimpanan utama (primary storage) yang bersifat sementara (volatile). Ukuran memori yang terbatas menimbulkan masalah bagaimana menempatkan program yang berukuran lebih besar dari ukuran memori fisik dan masalah penerapan multiprogramming yang membutuhkan tempat lebih besar di memori. Dengan pengaturan oleh sistem operasi dan didukung perangkat keras, memori virtual dapat mengatasi masalah kebutuhan memori tersebut. Memori virtual melakukan pemisahan dengan menaruh memori logis ke disk sekunder dan hanya membawa halaman yang diperlukan ke memori utama. Teknik ini menjadikan seolah-olah ukuran memori fisik yang dimiliki lebih besar dari yang sebenarnya dengan menempatkan keseluruhan program di disk sekunder dan membawa halaman-halaman yang diperlukan ke memori fisik. Jadi jika proses yang sedang berjalan membutuhkan instruksi atau data yang terdapat pada suatu halaman tertentu maka halaman tersebut akan dicari di memori utama. Jika halaman yang diinginkan tidak ada maka akan dicari di disk. Ide ini seperti menjadikan memori sebagai cache untuk disk. Beberapa keuntungan penggunaan memori virtual adalah sebagai berikut: • Berkurangnya proses I/O yang dibutuhkan (lalu lintas I/O menjadi rendah). Misalnya untuk program butuh membaca dari disk dan memasukkan dalam memory setiap kali diakses. • Ruang menjadi lebih leluasa karena berkurangnya memori fisik yang digunakan. Contoh, untuk program 10 MB tidak seluruh bagian dimasukkan dalam memori fisik. Pesan-pesan error hanya dimasukkan jika terjadi error. • Meningkatnya respon, karena menurunnya beban I/O dan memori. • Bertambahnya jumlah pengguna yang dapat dilayani. Ruang memori yang masih tersedia luas memungkinkan komputer untuk menerima lebih banyak permintaan dari pengguna.


96

Gagasan utama dari memori virtual adalah ukuran gabungan program, data dan stack melampaui jumlah memori fisik yang tersedia. Sistem operasi menyimpan bagian-bagian proses yang sedang digunakan di memori fisik (memori utama) dan sisanya diletakkan di disk. Begitu bagian yang berada di disk diperlukan, maka bagian di memori yang tidak diperlukan akan dikeluarkan dari memori fisik (swap-out) dan diganti (swap-in) oleh bagian disk yang diperlukan itu. Memori virtual diimplementasikan dalam sistem multiprogramming. Misalnya: 10 program dengan ukuran 2 Mb dapat berjalan di memori berkapasitas 4 Mb. Tiap program dialokasikan 256 Kbyte dan bagian-bagian proses swap in) masuk ke dalam memori fisik begitu diperlukan dan akan keluar (swap out) jika sedang tidak diperlukan. Dengan demikian, sistem multiprogramming menjadi lebih efisien. Prinsip dari memori virtual yang perlu diingat adalah bahwa "Kecepatan maksimum eksekusi proses di memori virtual dapat sama, tetapi tidak pernah melampaui kecepatan eksekusi proses yang sama di sistem yang tidak menggunakan memori virtual". Memori virtual dapat diimplementasikan dengan dua cara: 1. Demand paging. Menerapkan konsep pemberian halaman pada proses. 2. Demand segmentation. Lebih kompleks diterapkan karena ukuran segmen yang bervariasi. Demand segmentation tidak akan dijelaskan pada pembahasan ini.

8.1.

Demand Paging

Demand paging adalah salah satu implementasi dari memori virtual yang paling umum digunakan. Demand paging pada prinsipnya hampir sama dengan permintaan halaman (paging) hanya saja halaman (page) tidak akan dibawa ke ke dalam memori fisik sampai ia benar-benar diperlukan. Untuk itu diperlukan bantuan perangkat keras untuk mengetahui lokasi dari halaman saat ia diperlukan. Karena demand paging merupakan implementasi dari memori virtual, maka keuntungannya sama dengan keuntungan memori virtual, yaitu: • Sedikit I/O yang dibutuhkan. • Sedikit memori yang dibutuhkan. • Respon yang lebih cepat. • Dapat melayani lebih banyak pengguna. Ada tiga kemungkinan kasus yang dapat terjadi pada saat dilakukan pengecekan pada halaman yang dibutuhkan, yaitu: halaman ada dan sudah berada di memori-statusnya valid ("1"); halaman ada tetapi masih berada di disk atau belum berada di memori (harus menunggu sampai dimasukkan)-statusnya tidak valid ("0"). Halaman tidak ada, baik di memori maupun di disk (invalid reference).

Gambar 8.2 Tabel halaman untuk skema bit valid dan tidak valid Pengaturan bit dilakukan dengan: Bit=1 berarti halaman berada di memori. Bit=0 berarti halaman tidak berada di memori. Apabila ternyata hasil dari translasi, bit halaman bernilai 0, berarti kesalahan halaman terjadi. Kesalahan halaman adalah interupsi yang terjadi ketika halaman yang diminta tidak berada di memori


97

utama. Proses yang sedang berjalan akan mengakses tabel halaman untuk mendapatkan referensi halaman yang diinginkan. Kesalahan halaman dapat diketahui dari penggunaan skema bit valid-tidak valid. Bagian inilah yang menandakan terjadinya suatu permintaan halaman (demand paging). Jika proses mencoba mengakses halaman dengan bit yang diset tidak valid maka akan terjadi kesalahan halaman. Proses akan terhenti, sementara halaman yang diminta dicari di disk. 8.1.1. Penanganan Kesalahan Halaman Penanganan kesalahan halaman dapat dituliskan sebagai berikut: • CPU mengambil instruksi dari memori untuk dijalankan. Lakukan pengambilan instruksi dari halaman pada memori dengan mengakses tabel halaman. Pada tabel halaman bit terset tidak valid. • Terjadi interupsi kesalahan halaman, maka interupsi itu menyebabkan trap pada sistem operasi. • Jika referensi alamat yang diberikan ke sistem operasi ilegal atau dengan kata lain halaman yang ingin diakses tidak ada maka proses akan dihentikan. Jika referensi legal maka halaman yang diinginkan diambil dari disk. • Halaman yang diinginkan dibawa ke memori fisik. • Mengatur ulang tabel halaman sesuai dengan kondisi yang baru. Jika tidak terdapat ruang di memori fisik untuk menaruh halaman yang baru maka dilakukan penggantian halaman dengan memilih salah satu halaman. Penggantian halaman dilakukan menurut algoritma tertentu yang akan dibahas pada bab selanjutnya. Jika halaman yang digantikan tersebut sudah dimodifikasi oleh proses maka halaman tersebut harus ditulis kembali ke disk. • Setelah halaman yang diinginkan sudah dibawa ke memori fisik maka proses dapat diulang. Kesalahan halaman menyebabkan urutan kejadian berikut: 1. Ditangkap oleh Sistem Operasi. 2. Menyimpan register pengguna dan proses. 3. Tetapkan bahwa interupsi merupakan kesalahan halaman. 4. Periksa bahwa referensi halaman adalah legal dan tentukan lokasi halaman pada disk. 5. Kembangkan pembacaan disk ke frame kosong. 6. Selama menunggu, alokasikan CPU ke pengguna lain dengan menggunakan penjadwalan CPU. 7. Terjadi interupsi dari disk bahwa I/O selesai. 8. Simpan register dan status proses untuk pengguna yang lain. 9. Tentukan bahwa interupsi berasal dari disk. 10. Betulkan tabel halaman dan tabel yang lain bahwa halaman telah berada di memory. 11. Tunggu CPU untuk untuk dialokasikan ke proses tersebut 12. Kembalikan register pengguna, status proses, tabel halaman, dan meneruskan instruksi interupsi.

Gambar 8.3 Gambaran pada saat penanganan kesalahan halaman

Pada berbagai kasus, ada tiga komponen yang kita hadapi pada saat melayani kesalahan halaman: • Melayani interupsi kesalahan halaman


• •

98

Membaca halaman Mengulang kembali proses

8.1.2. Kelebihan/Kekurangan Manajemen memori dengan permintaan halaman (demand paging) memiliki kelebihan yang sama dengan manajemen memori dengan pemberian halaman, antara lain menghilangkan masalah fragmentasi eksternal sehingga tidak diperlukan pemadatan (compaction). Selain itu permintaan halaman memiliki kelebihan yang lain, yaitu: a. Memori virtual yang besar. Memori logis tidak lagi terbatas pada ukuran memori fisik. Hal ini berarti bahwa besar suatu program tidak akan terbatas hanya pada ukuran memori fisik tersedia. b. Penggunaan memori yang lebih efisien. Bagian program yang dibawa ke memori fisik hanyalah bagian program yang dibutuhkan sementara bagian lain yang jarang digunakan tidak akan dibawa. c. Meningkatkan derajat multiprogamming. Derajat multiprogramming menunjukkan banyaknya proses yang berada di memori fisik. Dengan penggunaan permintaan halaman maka ukuran suatu program di memori akan lebih kecil mengingat bahwa hanya bagian program yang diperlukan saja yang akan dibawa ke memori fisik. Penggunaan memori yang lebih kecil oleh sebuah proses memberi sisa ruang memori fisik yang lebih besar sehingga lebih banyak proses yang bisa berada di memori fisik. Hal ini berpengaruh pada utilisasi CPU dan throughput (banyaknya proses yang dapat diselesaikan dalam satu satuan waktu) yang lebih besar. d. Penggunaan I/O yang lebih sedikit. Hal ini dapat terjadi karena permintaan halaman hanya membawa bagian yang diperlukan dari suatu program. Penggunaan I/O pada permintaan halaman lebih sedikit dibandingkan dengan manajemen memori lain yang membawa seluruh memori logis sebuah program ke memori fisik. Permintaan halaman juga memiliki beberapa kekurangan, antara lain: a. Processor overhead. Interupsi kesalahan halaman memberikan kerja tambahan kepada CPU untuk mengambil halaman yang tidak berada di memori fisik pada saat diperlukan. b. Thrashing. Suatu kondisi yang terjadi akibat kesalahan halaman yang melewati batas normal. Akibat dari thrashing adalah CPU lebih banyak mengurusi kesalahan halaman daripada menangani proses itu sendiri. Hal ini dapat menurunkan kinerja dari CPU.

8.1.3. Kinerja Demand paging Salah satu hal yang menjadi pertimbangan dalam penggunaan permintaan halaman adalah waktu akses memori menjadi lebih lambat akibat perlunya penanganan kesalahan halaman. Halaman Fault Time Lamanya waktu untuk mengatasi kesalahan halaman disebut dengan halaman fault time. Ada tiga faktor utama yang mempengaruhi halaman fault time ini, yaitu: 1. Melayani interupsi dari kesalahan halaman. Aktivitas yang dilakukan dalam melayani kesalahan halaman ini, yaitu: a. Memberitahu sistem operasi saat terjadinya kesalahan halaman. b. Menyimpan status dari proses bersangkutan. c. Memeriksa apakah referensi halaman yang diberikan legal atau tidak. Bila referensi yang diberikan legal maka dicari lokasi dari halaman tersebut di disk. 2. Pembacaan halaman. Aktivitas yang terjadi dalam pembacaan halaman ini, yaitu: a. Menunggu dalam antrian sampai mendapatkan giliran untuk membaca. b. Menunggu disk untuk membaca lokasi yang diminta. Disk melakukan kerja mekanis untuk membaca data sehingga lebih lambat dari memori. c. Mengirim halaman yang diminta ke memori fisik. 3. Pengulangan instruksi. Aktivitas yang terjadi untuk mengulangi instruksi ini, yaitu: a. Interupsi proses yang sedang berjalan untuk menandakan bahwa proses yang sebelumnya terhenti akibat kesalahan halaman telah selesai dalam membaca halaman yang diminta. b. Menyimpan status dari proses yang sedang berjalan. c. Membetulkan tabel halaman untuk menunjukkan bahwa halaman yang ingin dibaca sudah ada di memori fisik. d. Mengambil kembali status proses bersangkutan untuk selanjutnya dijalankan di CPU.


99

Effective Access Time Untuk mengetahui kinerja permintaan halaman dapat dilakukan dengan menghitung effective access time-nya. Effective Access Time (EAT) = (1-p) x ma + p x halaman fault time - p - ma

= kemungkinan terjadi halaman fault (0 < p < 1) = memory access time (10 - 200 ns)

Jika p = 0 maka tidak ada kesalahan halaman, sehingga EAT = memory access time. Jika p = 1 maka semua pengaksesan mengalami kesalahan halaman. Untuk menghitung EAT, kita harus mengetahui waktu yang dibutuhkan untuk melayani kesalahan halaman. Contoh: Diketahui waktu pengaksesan memori (ma) = 100 ns, waktu kesalahan halaman (halaman fault time)=20 ms. Berapakah Effective Access Time-nya? EAT

= = = =

(1-p) (1-p) 100 100 +

x ma + p x halaman fault time x 100 + p x 20.000.000 100p + 20.000.000p 19.999.900p nanosecond

Pada permintaan halaman diusahakan agar kemungkinan terjadinya halaman fault rendah karena bila EAT-nya meningkat, maka proses akan berjalan lebih lambat.

8.1.4. Persyaratan Perangkat Keras Locality of References Jika terjadi banyak kesalahan halaman maka efisiensi sistem akan menurun. Oleh karena itu, kemungkinan terjadinya kesalahan halaman harus dikurangi atau dibatasi dengan memakai prinsip lokalitas ini. Prinsip lokalitas ini dibagi menjadi 2 bagian: • temporal. Lokasi yang sekarang ditunjuk kemungkinan akan ditunjuk lagi. • spatial. Kemungkinan lokasi yang dekat dengan lokasi yang sedang ditunjuk akan ditunjuk juga. Pure Demand Paging Penjalanan (running) sebuah program dimulai dengan membawa hanya satu halaman awal ke main memori. Setelah itu, setiap kali terjadi permintaan halaman, halaman tersebut baru akan dimasukkan ke dalam memori. Halaman akan dimasukkan ke dalam memori hanya bila diperlukan. Multiple Page Fault Kesalahan halaman yang terjadi karena satu instruksi memerlukan pengaksesan beberapa halaman yang tidak ada di memori utama. Kejadian seperti ini dapat mengurangi kinerja dari program. Pemberian nomor halaman melibatkan dukungan perangkat keras, sehingga ada persyaratan perangkat keras yang harus dipenuhi. Perangkat-perangkat keras tersebut sama dengan yang digunakan untuk paging dan swapping, yaitu: • Tabel halaman "bit valid-tidak valid" • Valid ("1") artinya halaman sudah berada di memori • Tidak valid ("0") artinya halaman masih berada di disk. • Memori sekunder, digunakan untuk menyimpan proses yang belum berada di memori. Lebih lanjut, sebagai konsekuensi dari persyaratan ini, akan diperlukan pula perangkat lunak yang dapat mendukung terciptanya pemberian nomor halaman. Restart Instruction Salah satu penanganan jika terjadi kesalahan halaman adalah kebutuhan akan pengulangan instruksi. Penanganan pengulangam instruksi berbeda-beda tergantung pada kemungkinan terjadinya kesalahan halaman dan kompleksitas instruksi.


100

1. Jika kesalahan halaman terjadi saat pengambilan instruksi maka pengulangan proses dilakukan dengan mengambil instruksi itu lagi. 2. Jika kesalahan halaman terjadi saat pengambilan operan maka pengulangan proses dilakukan dengan mengambil instruksi itu lagi, men-dekode-kan, baru mengambil operand. 3. Pengulangan proses ketika instruksi memodifikasi beberapa lokasi yang berbeda, misalnya pada instruksi move character dari blok source ke blok destination dimana kedua blok tersebut tumpang tindih (overlapping) dan kesalahan halaman terjadi saat sebagian instruksi tersebut sudah dijalankan, tidak dapat dilakukan secara langsung karena ada bagian dari blok source yang telah termodifikasi. Ada dua solusi untuk mengatasi hal ini, yaitu: a. Komputasi kode mikro dan berusaha untuk mengakses kedua ujung dari blok, agar tidak ada modifikasi halaman yang sempat terjadi. b. Menggunakan register sementara (temporary register) untuk menyimpan nilai yang berada pada lokasi yang "overwritten" sehingga bila terjadi kesalahan halaman semua nilai lama dapat ditulis kembali ke memori dan pengulangan dapat dilakukan. c. Pengulangan proses ketika instruksi menggunakan mode pengalamatan spesial seperti autoincrement dan autodacrement, misalnya instruksi MOV (R2)+,-(R3) yang menyalin isi lokasi yang ditunjuk register R2 ke lokasi yang ditunjuk register R3. Misalkan R2=10 dan R3=20 maka isi alamat memori 10 akan disalin ke alamat 19. Apabila terjadi kesalahan halaman saat penyimpanan ke lokasi yang ditunjuk R3 dan proses langsung terulang maka penyalinan akan dilakukan dari lokasi 11 ke lokasi 18. Solusinya yaitu dengan memakai register status khusus yang akan menyimpan angka pada register dan jumlah perubahan (modifikasi) yang dialami oleh register sehingga register dapat diubah kembali ke nilai lama dan sistem operasi dapat mengulang sebagian proses instruksi yang telah dilakukan.

8.2.

Creation Process

Proses berbagi pakai ini adalah proses berbagi pakai halaman memori virtual. Karena setiap proses membutuhkan halaman tersendiri maka akan dibutuhkan teknik untuk mengelola halaman dan pembuatannya. Teknik untuk mengoptimasi pembuatan dan penggunaan halaman proses adalah dengan Copy-On-Write dan Memory-Mapped-File. 8.2.1. Copy-On-Write (Cow) Dengan memanggil sistem pemanggilan fork(), sistem operasi akan membuat proses anak sebagai salinan dari proses induk. Sistem pemanggilan fork() bekerja dengan membuat salinan alamat proses induk untuk proses anak, lalu membuat salinan halaman milik proses induk tersebut.Tapi, karena setelah pembuatan proses anak selesai, proses anak langsung memanggil sistem pemanggilan exec() yang menyalin alamat proses induk yang kemungkinan tidak dibutuhkan.

Gambar 8.4 Sebelum proses 1 memodifikasi page C Oleh karenanya, lebih baik menggunakan teknik lain dalam pembuatan proses yang disebut sistem copy-on-write. Teknik ini bekerja dengan memperbolehkan proses anak untuk menginisialisasi penggunaan halaman yang sama secara bersamaan. halaman yang digunakan bersamaan itu, disebut dengan "halaman copy-on-write", yang berarti jika salah satu dari proses anak atau proses induk melakukan penulisan pada halaman tersebut, maka akan dibuat juga sebuah salinan dari halaman itu. Sebagai contoh, sebuah proses anak hendak memodifikasi sebuah halaman yang berisi sebagian dari stack. Sistem operasi akan mengenali hal ini sebagai copy-on-write, lalu akan membuat salinan dari halaman ini dan memetakannya ke alamat memori dari proses anak, sehingga proses anak akan memodifikasi halaman salinan tersebut, dan bukan halaman milik proses induk. Dengan teknik copy-


101

on-write ini, halaman yang akan disalin adalah halaman yang dimodifikasi oleh proses anak atau proses induk. Halaman-halaman yang tidak dimodifikasi akan bisa dibagi untuk proses anak dan proses induk.

Gambar 8.5 Sesudah proses 1 memodifikasi page C Saat suatu halaman akan disalin menggunakan teknik copy-on-write, digunakan teknik zero-fill-ondemand untuk mengalokasikan halaman kosong sebagai tempat meletakkan hasil duplikat. Halaman kosong tersebut dialokasikan saat stack atau heap suatu proses akan diperbesar atau untuk mengatur halaman copy-on-write. Halaman Zero-fill-on-demand akan dibuat kosong sebelum dialokasikan, yaitu dengan menghapus isi awal dari halaman. Karena itu, dengan copy-on-write, halaman yang sedang disalin akan disalin ke sebuah halaman zero-fill-on. Teknik copy-on-write digunakan oleh beberapa sistem operasi seperti Windows 2000, Linux, dan Solaris2. Dengan COW, beberapa proses dapat berbagi pakai halaman yang sama, namun jika ada salah satu proses akan menulis atau melakukan modifikasi, maka dibuat halaman baru (sebagai salinan dari halaman copy-on-write). Pada halaman salinan tersebut proses melakukan modifikasi. Halaman yang lama tetap. Halaman Copy-On-Write diberi tanda sebagai "halaman Copy-On-Write" dan bersifat "read only", sedangkan halaman salinan tidak diberi tanda dan bisa dimodifikasi. Misalkan, halaman C digunakan bersama oleh proses 1 dan proses 2. Ketika proses 1 akan melakukan modifikasi terhadap halaman C, maka sistem operasi membuat halaman baru sebagai salinan dari halaman C yang ditunjuk oleh proses 1. Proses 1 melakukan modifikasi pada halaman yang baru tersebut (ditunjuk oleh proses 1), sedangkan halaman C tetap (ditunjuk oleh proses 2).Untuk menentukan halaman baru sebagai salinan dari halaman Copy-On-Write tersebut Sistem Operasi harus mengetahui letak halaman-halaman yang kosong. Beberapa Sistem Operasi menyediakan pool dari halaman-halaman yang kosong. Selain untuk salinan dari halaman Copy-OnWrite, halaman-halaman kosong tersebut disediakan untuk proses yang melakukan penambahan stack atau heap. Teknik yang biasa digunakan oleh sistem operasi untuk menyediakan halaman tersebut disebut zerofill-on-demand. Teknik ini dilakukan dengan mengosongkan halaman-halaman sebelum digunakan oleh proses yang baru. Keuntungan teknik COW a. Jika tidak ada modifikasi pada halaman maka pembuatan salinan dari halaman tidak akan pernah dilakukan atau jumlah memori fisik yang dialokasikan untuk proses tidak pernah bertambah sampai terjadi penulisan data. b. Penggunaan memori fisik sangat jarang, memori fisik baru digunakan hanya jika terjadi penyimpanan data. Kekurangan teknik COW adalah bertambahnya kompleksitas pada level kernel, pada saat kernel menulis ke halaman, maka harus dibuat salinan halaman jika halaman tersebut diberi tanda COW. Memoy Mapped Files Memory-Mapped Files adalah teknik yang digunakan untuk pengaksesan file, dimana blok berkas dalam disk dipetakan ke halaman memori. File tersebut belum berada dalam memori. Karena pengaksesan berkas dilakukan melalui demand paging, akses kali pertama pada berkas akan menghasilkan halaman fault. Namun sesudah itu sebagian dari halaman berkas akan dibaca dari sistem berkas ke memori fisik. Selanjutnya pembacaan dan penulisan pada berkas dilakukan dalam memori. Hal ini menyederhanakan pengaksesan dan penggunaan berkas daripada pengaksesan langsung ke disk melalui sistem call read() dan write().


102

Bila terjadi penulisan/perubahan pada bagian berkas dalam memori, perubahan ini tidak langsung dilakukan pada berkas dalam disk. Beberapa sistem operasi melakukan perubahan secara periodik dengan memeriksa apakah ada perubahan pada berkas atau tidak. Ketika berkas ditutup semua perubahan ditulis ke disk dan berkas dihapus dari memori virtual. Implementasi Memory-Mapped Files (MMF)

Pada beberapa sistem operasi, MMF dilakukan dengan menggunakan sistem call khusus sementara sistem call biasa digunakan untuk berkas I/O yang lainya. Pada beberapa sistem lain, walaupun sistem call khusus untuk MMF ada, semua berkas akan dipetakan meskipun file tersebut tidak ditandai sebagai berkas MMF. Pada Solaris misalnya, sistem ini memiliki sistem call mmap() untuk mengaktifkan MMF. Namun Solaris tetap akan memetakan file yang diakses menggunakan sistem call open(), read() dan write(). MMF juga dapat memetakan banyak proses pada berkas yang sama secara bersamaan sehingga proses-proses tersebut dapat saling berbagi data. Pada multiproses, perubahan yang dibuat oleh salah satu proses dapat dilihat oleh proses lainnya. MMF juga mendukung teknik COW. Jika ditambahkan teknik COW, halaman yang dipetakan berada dalam mode read only dan apabila ada proses yang merubah isi berkas maka proses tersebut akan diberi salinan halaman yang akan dirubahnya sehingga perubahan yang terjadi tidak dapat dilihat oleh proses lain. Dalam beberapa hal, sharing memori pada MMF sama dengan sharing memori yang telah dijelaskan pada bab sebelumnya. Unix dan Linux menggunakan mekanisme yang berbeda untuk MMF dan sharing memori, untuk MMF digunakan sistem call mmap(), sedangkan untuk sharing memori digunakan sistem call shmget() dan shmat(). Pada Windows NT, 2000, dan XP penerapan sharing memori dilakukan dengan mekanisme MMF. Share Memory pada Win32 Untuk melakukan sharing memori menggunakan MMF, pertama kali harus dibuat (create) pemetaan berkas dari disk ke memori. Setelah itu, dibuat view dari berkas tersebut pada alamat virtual proses. Proses kedua (lainnya) dapat membuka dan membuat view dari berkas tersebut dalam ruang alamat virtualnya. Pemetaan berkas ini merupakan representasi sharing memori, dimana proses dapat berkomunikasi satu sama lain. Misalnya pada proses produsen dan konsumen. Produsen membuat obyek sharing memori menggunakan fasilitas memori mapped-file Win32 API. Kemudian produsen menulis pesan ke dalam memori tersebut. Setelah itu, konsumen dapat membuat pemetaan ke obyek sharing memori tersebut, membukanya, dan membaca pesan yang ditulis oleh produsen. Untuk membuat memori mapped file, proses harus membuka (open) berkas yang akan dipetakan dengan fungsi CreateFile(). Kemudian proses memetakan berkas dengan fungsi CreateFileMapping().


103

Setelah berkas dipetakan maka view dari file dapat dimunculkan pada alamat virtual proses dengan menggunakan fungsi MapViewOfFile().

Gambar 8.6 MMF pada win32 API Fungsi CreateFileMapping() akan membuat obyek sharing memori yang disebut SharedObject. Konsumen dapat berkomunikasi menggunakan sharing memori dengan membuat pemetaan ke obyek dengan nama yang sama. Sementara fungsi MapViewOfFile() akan memunculkan pointer pada obyek shared-memori, seluruh akses pada bagian memori ini merupakan akses pada memory-mapped file. Kelebihan Memory-Mapped Files 1. Akses pada berkas dilakukan dengan pointer, tidak langsung dengan sistem call read() dan write(). 2. Akses dapat dilakukan secara acak. 3. "On demand loading", permintaan I/O baru akan terjadi kalau berkas/bagian berkas yang bersangkutan di akses. 4. Data/bagian berkas yang tak terpakai akan di-swap out. Kelemahan Memory-Mapped Files 1. Bila terjadi penambahan berkas harus dibuat MMF yang baru. 2. Proses I/O secara asinkron tidak dapat dilakukan, semuanya dilakukan per blok. 3. Terkadang terjadi bug ketika OS menulis ke dalam file.

8.3.

Page Replacement

Masalah kesalahan halaman pasti akan dialami oleh setiap halaman minimal satu kali. Akan tetapi, sebenarnya sebuah proses yang memiliki N buah halaman hanya akan menggunakan N/2 diantaranya. Kemudian permintaan halaman akan menyimpan I/O yang dibutuhkan untuk mengisi N/2 halaman sisanya. Dengan demikian utilisasi CPU dan throughput dapat ditingkatkan.

Gambar 8.7 Kebutuhan untuk page replacement Upaya yang dilakukan oleh permintaan halaman dalam mengatasi kesalahan halaman didasari oleh pemindahan halaman. Sebuah konsep yang akan kita bahas lebih lanjut dalam sub bab ini. Prinsip


104

dalam melakukan pemindahan halaman adalah sebagai berikut: "Jika tidak ada frame yang kosong, cari frame yang tidak sedang digunakan dalam jangka waktu yang lama, lalu kosongkan dengan memindahkan isinya ke dalam ruang pertukaran dan ubah semua tabel halamannya sebagai indikasi bahwa halaman tersebut tidak akan lama berada di dalam memori." Pada kasus pemindahan halaman di atas, frame kosong yang diperoleh akan digunakan sebagai tempat penyimpanan halaman yang salah. Rutinitas yang dilakukan dalam pemindahan halaman antara lain: • Mencari lokasi dari halaman yang diinginkan pada disk. • Mencari frame yang kosong: a. Jika ada, maka gunakan frame tersebut. b. Jika tidak ada, maka tentukan frame yang tidak sedang dipakai atau yang tidak akan digunakan dalam jangka waktu lama, lalu kosongkan frame tersebut. Gunakan algoritma pemindahan halaman untuk menentukan frame yang akan dikosongkan. Usahakan agar tidak menggunakan frame yang akan digunakan dalam waktu dekat. Jika terpaksa, maka sebaiknya segera masukkan kembali frame tersebut agar tidak terjadi overhead. c. Tulis halaman yang dipilih ke disk, ubah tabel halaman dan tabel frame. • Membaca halaman yang diinginkan ke dalam frame kosong yang baru. • Mengulangi proses pengguna dari awal.

Rutinitas di atas belum tentu berhasil. Jika kita tidak dapat menemukan frame yang kosong atau akan dikosongkan, maka sebagai jalan keluarnya kita dapat melakukan pentransferan dua halaman (satu masuk, satu keluar). Cara ini akan menambah waktu pelayanan kesalahan halaman dan waktu akses efektif. Oleh karena itu, perlu digunakan bit tambahan untuk masing-masing halaman dan frame yang diasosiasikan dalam perangkat keras.

Gambar 8.8 Page Replacement Sebagai dasar dari permintaan halaman, pemindahan halaman merupakan "jembatan pemisah" antara memori logis dan memori fisik. Mekanisme yang dimilikinya memungkinkan memori virtual berukuran sangat besar dapat disediakan untuk pemrogram dalam bentuk memori fisik yang berukuran lebih kecil. Dalam permintaan halaman, jika kita memiliki banyak proses dalam memori, kita harus menentukan jumlah frame yang akan dialokasikan ke masing-masing proses. Ketika pemindahan halaman diperlukan, kita harus memilih frame yang akan dipindahkan (dikosongkan). Masalah ini dapat diselesaikan dengan menggunakan algoritma pemindahan halaman. Ada beberapa macam algoritma pemindahan halaman yang dapat digunakan. Algoritma yang terbaik adalah yang memiliki tingkat kesalahan halaman terendah. Selama jumlah frame meningkat, jumlah kesalahan halaman akan menurun. Peningkatan jumlah frame dapat terjadi jika memori fisik diperbesar.


105

Evaluasi algoritma pemindahan halaman dapat dilakukan dengan menjalankan sejumlah string acuan di memori dan menghitung jumlah kesalahan halaman yang terjadi. Sebagai contoh, suatu proses memiliki urutan alamat: 0100, 0432, 0101, 0612, 0102, 0103, 0104, 0101, 0611, 0102, 0103, 0104, 0101, 0610, 0102, 0103, 0104, 0101, 0609, 0102, 0105; per 100 bytes-nya dapat kita turunkan menjadi string acuan: 1, 4, 1, 6, 1, 6, 1, 6, 1, 6, 1. Pemindahan halaman diimplementasikan dalam algoritma yang bertujuan untuk menghasilkan tingkat kesalahan halaman terendah. Ada beberapa algoritma pemindahan halaman yang berbeda. Pemilihan halaman yang akan diganti dalam penggunaan algoritma-algoritma tersebut bisa dilakukan dengan berbagai cara, seperti dengan memilih secara acak, memilih dengan berdasarkan pada penggunaan, umur halaman, dan lain sebagainya. Pemilihan algoritma yang kurang tepat dapat menyebabkan peningkatan tingkat kesalahan halaman sehingga proses akan berjalan lebih lambat. 8.3.1.

Algoritma FIFO (First In First Out)

Gambar 8.9 FIFO Page Replacement Prinsip yang digunakan dalam algoritma FIFO yaitu menggunakan konsep antrian, halaman yang diganti adalah halaman yang paling lama berada di memori. Algoritma ini adalah algoritma pemindahan halaman yang paling mudah diimplementasikan, akan tetapi paling jarang digunakan dalam keadaan sebenarnya. Biasanya penggunaan algoritma FIFO ini dikombinasikan dengan algoritma lain. Implementasi algoritma FIFO dilakukan dengan menggunakan antrian untuk menandakan halaman yang sedang berada di dalam memori. Setiap halaman baru yang diakses diletakkan di bagian belakang (ekor) dari antrian. Apabila antrian telah penuh dan ada halaman yang baru diakses maka halaman yang berada di bagian depan (kepala) dari antrian akan diganti. Kelemahan dari algoritma FIFO adalah kinerjanya yang tidak selalu baik. Hal ini disebabkan karena ada kemungkinan halaman yang baru saja keluar dari memori ternyata dibutuhkan kembali. Di samping itu dalam beberapa kasus, tingkat kesalahan halaman justru bertambah seiring dengan meningkatnya jumlah frame, yang dikenal dengan nama anomali Belady.

8.3.2. Algoritma Optimal Algoritma optimal pada prinsipnya akan mengganti halaman yang tidak akan digunakan untuk jangka waktu yang paling lama. Kelebihannya antara lain dapat menghindari terjadinya anomali Belady dan juga memiliki tingkat kesalahan halaman yang terendah diantara algoritma-algoritma pemindahan halaman yang lain.

Gambar 8.10 Optimal Page Replacement


106

Meski pun tampaknya mudah untuk dijelaskan, tetapi algoritma ini sulit atau hampir tidak mungkin untuk diimplementasikan karena sistem operasi harus dapat mengetahui halaman-halaman mana saja yang akan diakses berikutnya, padahal sistem operasi tidak dapat mengetahui halaman yang muncul di waktu yang akan datang. 8.3.3. Algoritma Least Recenly Used (LRU) Cara kerja algoritma LRU adalah menggantikan halaman yang sudah tidak digunakan dalam jangka waktu yang paling lama. Pertimbangan algoritma ini yaitu berdasarkan observasi bahwa halaman yang sering diakses kemungkinan besar akan diakses kembali. Sama halnya dengan algoritma optimal, algoritma LRU juga tidak akan mengalami anomali Belady. Namun, sama halnya juga dengan algoritma optimal, algoritma LRU susah untuk diimplementasikan, walaupun sedikit lebih mudah dari algoritma optimal. Pengimplementasian algoritma LRU dapat dilakukan dengan dua cara. Counter Cara ini dilakukan dengan menggunakan counter atau logical clock. Setiap halaman memiliki nilai yang pada awalnya diinisialisasi dengan 0. Ketika mengakses ke suatu halaman baru, nilai pada clock di halaman tersebut akan bertambah 1. Untuk melakukan hal itu dibutuhkan extra write ke memori. Halaman yang diganti adalah halaman yang memiliki nilai clock terkecil. Kekurangan dari cara ini adalah hanya sedikit sekali mesin yang mendukung hardware counter. Stack Cara ini dilakukan dengan menggunakan stack yang menandakan halaman-halaman yang berada di memori. Setiap kali suatu halaman diakses, akan diletakkan di bagian paling atas stack. Apabila ada halaman yang perlu diganti, maka halaman yang berada di bagian paling bawah stack akan diganti sehingga setiap kali halaman baru diakses tidak perlu mencari kembali halaman yang akan diganti. Dibandingkan pengimplementasian dengan counter, cost untuk mengimplementasikan algoritma LRU dengan menggunakan stack akan lebih mahal karena isi stack harus di-update setiap kali mengakses halaman.

Gambar 8.11 LRU Page Replacement 8.3.4. Algoritma Perkiraan LRU Pada dasarnya algoritma perkiraan LRU memiliki prinsip yang sama dengan algoritma LRU, yaitu halaman yang diganti adalah halaman yang tidak digunakan dalam jangka waktu terlama, hanya saja dilakukan modifikasi pada algoritma ini untuk mendapatkan hasil yang lebih baik. Perbedaannya dengan algoritma LRU terletak pada penggunaan bit acuan. Setiap halaman yang berbeda memiliki bit acuan. Pada awalnya bit acuan diinisialisasikan oleh perangkat keras dengan nilai 0. Nilainya akan berubah menjadi 1 bila dilakukan akses ke halaman tersebut. Terdapat beberapa cara untuk mengimplementasikan algoritma ini: Algoritma NFU (Not Frequently Used) Pada prinsipnya algoritma LRU dapat diimplementasikan, jika ada mesin yang menyediakan hardware counter atau stack seperti yang digunakan pada LRU. Pendekatan lainnya adalah dengan mengimplementasikannya pada software. Salah satu solusinya disebut algoritma NFU (Not Frequently Used). Seperti LRU, NFU juga menggunakan counter tapi counter ini diimplementasikan pada software. Setiap halaman memiliki counter, yang diinisiasi dengan nol. Pada setiap clock interval, semua halaman yang pernah diakses pada interval tersebut akan ditambah nilai counter-nya dengan bit R, yang bernilai 0 atau 1. Maka, halaman dengan nilai counter terendah akan diganti. Kelemahan NFU adalah NFU menyimpan informasi tentang sering- tidaknya sebuah halaman diakses tanpa mempertimbangkan rentang waktu penggunaan. Jadi, halaman yang sering diakses pada pass


107

pertama akan dianggap sebagai halaman yang sangat dibutuhkan pada pass kedua, walaupun halaman tersebut tidak lagi dibutuhkan pada pass kedua karena nilai counter-nya tinggi. Hal ini dapat mengurangi kinerja algoritma ini. Setiap halaman akan memiliki bit acuan yang terdiri dari 8 bit (byte) sebagai penanda. Pada awalnya semua bit nilainya 0, contohnya: 00000000. Setiap selang beberapa waktu, pencatat waktu melakukan interupsi kepada sistem operasi, kemudian sistem operasi menggeser 1 bit ke kanan dengan bit yang paling kiri adalah nilai dari bit acuan, yaitu bila halaman tersebut diakses nilainya 1 dan bila tidak diakses nilainya 0. Jadi halaman yang selalu digunakan pada setiap periode akan memiliki nilai 11111111. Halaman yang diganti adalah halaman yang memiliki nilai terkecil. Algoritma Aging Algoritma Aging adalah turunan dari NFU yang mempertimbangkan rentang waktu penggunaan suatu halaman. Tidak seperti NFU yang hanya menambahkan bit R pada counter, algoritma ini menggeser bit counter ke kanan (dibagi 2) dan menambahkan bit R di paling kiri bit counter. Halaman yang akan diganti adalah halaman yang memiliki nilai counter terendah. Contoh, jika suatu halaman diakses pada interval pertama, tidak diakses dalam dua interval selanjutnya, diakses pada dua interval berikutnya, tidak diakses dalam interval berikutnya, dan seterusnya, maka bit R dari halaman itu: 1, 0, 0, 1, 1, 0, .... Dengan demikian counter-nya akan menjadi: 10000000, 01000000, 00100000, 10010000, 11001000, 01100100, ... Algoritma ini menjamin bahwa halaman yang paling baru diakses, walaupun tidak sering diakses, memiliki prioritas lebih tinggi dibanding halaman yang sering diakses sebelumnya. Yang perlu diketahui, aging dapat menyimpan informasi pengaksesan halaman sampai 16 atau 32 interval sebelumnya. Hal ini sangat membantu dalam memutuskan halaman mana yang akan diganti. Dengan demikian, aging menawarkan kinerja yang mendekati optimal dengan harga yang cukup rendah. Algoritma Second-Chance Algoritma ini adalah modifikasi dari FIFO yang, seperti namanya, memberikan kesempatan kedua bagi suatu halaman untuk tetap berada di dalam memori karena halaman yang sudah lama berada di memori mungkin saja adalah halaman yang sering digunakan dan akan digunakan lagi. Kesempatan kedua itu direalisasikan dengan adanya bit acuan yang di-set untuk suatu halaman. Penempatan halaman pada antrian sama seperti pada FIFO, halaman yang lebih dulu diakses berada di depan antrian dan yang baru saja diakses berada di belakang antrian. Ketika terjadi kesalahan halaman, algoritma ini tidak langsung mengganti halaman di depan antrian tapi terlebih dahulu memeriksa bit acuannya. Jika bit acuan = 0, halaman tersebut akan langsung diganti. Jika bit acuan = 1, halaman tersebut akan dipindahkan ke akhir antrian dan bit acuannya diubah menjadi 0, kemudian mengulangi proses ini untuk halaman yang sekarang berada di depan antrian. Algoritma ini dapat terdegenerasi menjadi FIFO ketika semua bit acuan di-set 1. Ketika halaman pertama kembali berada di awal antrian, bit acuan pada semua halaman sudah diubah menjadi 0, sehingga halaman pertama langsung diganti dengan halaman baru. Proses pemindahan halaman yang diberi kesempatan kedua akan membuat algoritma menjadi tidak efisien karena harus terus memindahkan halaman dalam antrian. Untuk mengatasi masalah ini, digunakan antrian berbentuk lingkaran yang dijelaskan pada algoritma di bawah ini. Pengimplementasian algoritma ini dilakukan dengan menyimpan halaman pada sebuah linked-list dan halaman-halaman tersebut diurutkan berdasarkan waktu ketika halaman tersebut tiba di memori yang berarti menggunakan juga prinsip algoritma FIFO disamping menggunakan algoritma LRU.Apabila nilai bit acuan-nya 0, halaman dapat diganti. Dan apabila nilai bit acuan-nya 1, halaman tidak diganti tetapi bit acuan diubah menjadi 0 dan dilakukan pencarian kembali. Algoritma Clock Seperti yang disebutkan di atas, algoritma Clock Halaman (atau Clock saja) menggunakan prinsip Second-Chance tapi dengan antrian yang berbentuk melingkar. Pada antrian ini terdapat pointer yang menunjuk ke halaman yang paling lama berada di antrian. Ketika terjadi kesalahan halaman, halaman yang ditunjuk oleh pointer akan diperiksa bit acuannya seperti pada Second-Chance. Jika bit acuan = 0, halaman tersebut akan langsung diganti. Jika bit acuan = 1, bit acuannya diubah menjadi 0 dan pointer akan bergerak searah jarum jam ke halaman yang berada di sebelahnya.


108

Penggunaan antrian berbentuk melingkar menyebabkan halaman tidak perlu dipindahkan setiap saat, yang bergerak cukup pointer saja. Meski pun algoritma second-chance sudah cukup baik, namun pada kenyataannya penggunaan algortima tersebut tidak efisien. Algoritma clock adalah penyempurnaan dari algoritma tersebut. Pada prinsipnya kedua algoritma tersebut sama, hanya terletak perbedaan pada pengimplementasiannya saja. Algortima ini menggunakan antrian melingkar yang berbentuk seperti jam dengan sebuah penunjuk yang akan berjalan melingkar mencari halaman untuk diganti.

8.3.5. Algoritma Counting Dilakukan dengan menyimpan pencacah dari nomor acuan yang sudah dibuat untuk masing-masing halaman. Penggunaan algoritma ini memiliki kekurangan yaitu lebih mahal. Algoritma Counting dapat dikembangkan menjadi dua skema dibawah ini: Algoritma Least Frequently Used (LFU) Halaman yang diganti adalah halaman yang paling sedikit dipakai (nilai pencacah terkecil) dengan alasan bahwa halaman yang digunakan secara aktif akan memiliki nilai acuan yang besar. Algoritma Most Frequently Used (MFU) Halaman yang diganti adalah halaman yang paling sering dipakai (nilai pencacah terbesar) dengan alasan bahwa halaman dengan nilai terkecil mungkin baru saja dimasukkan dan baru digunakan

8.3.6. Algoritma NRU (Not Recently Used) Dalam algoritma ini terdapat bit acuan dan bit modifikasi yang akan di-update setiap kali mengakses halaman. Ketika terjadi halaman fault, sistem operasi akan memeriksa semua halaman dan membagi halaman-halaman tersebut ke dalam kelas-kelas. Algoritma NRU mudah untuk dimengerti, efisien, dan memiliki kinerja yang cukup baik. Algoritma ini mempertimbangkan dua hal sekaligus, yaitu bit acuan dan bit modifikasi. Ketika terjadi kesalahan halaman, sistem operasi memeriksa semua halaman dan membagi halaman-halaman tersebut ke dalam empat kelas: a. Kelas 1: Tidak digunakan dan tidak dimodifikasi, Bit terbaik untuk dipindahkan. b. Kelas 2: Tidak digunakan tapi dimodifikasi, tidak terlalu baik untuk dipindahkan karena halaman ini perlu ditulis sebelum dipindahkan. c. Kelas 3: Digunakan tapi tidak dimodifikasi, ada kemungkinan halaman ini akan segera digunakan lagi. d. Kelas 4: Digunakan dan dimodifikasi, halaman ini mungkin akan segera digunakan lagi dan halaman ini perlu ditulis ke disk sebelum dipindahkan. Halaman yang akan diganti adalah halaman dari kelas yang paling rendah. Jika terdapat lebih dari satu kelas terendah yang sama, maka sistem operasi akan memilih secara acak. Kelebihan algoritma ini adalah mudah untuk dimengerti, efisien, dan memiliki kinerja yang cukup baik. 8.3.7. Algoritma Page Buffering Pada algoritma ini, sistem menyimpan pool dari frame yang kosong dan dijadikan sebagai buffer. Prosedur ini memungkinkan suatu proses mengulang dari awal secepat mungkin, tanpa perlu menunggu halaman yang akan dipindahkan untuk ditulis ke disk karena frame-nya telah ditambahkan ke dalam pool frame kosong. Teknik seperti ini digunakan dalam sistem VAX/VMS. Kelebihan algoritma ini adalah dapat membuat proses lebih cepat dikembalikan ke status ready queue, namun akan terjadi penurunan kinerja karena sedikit sekali halaman yang digunakan sehingga halaman lain yang tidak digunakan menjadi sia-sia (utilitas sistem rendah).

8.4.

Pengalokasian Frame

Hal yang mendasari strategi alokasi frame yang menyangkut memori virtual adalah bagaimana membagi memori yang bebas untuk beberapa proses yang sedang dikerjakan. Dapat kita ambil satu contoh yang mudah pada sistem satu pemakai. Misalnya sebuah sistem mempunyai seratus frame bebas untuk proses user. Untuk permintaan halaman murni, keseratus frame tersebut akan ditaruh pada daftar frame bebas. Ketika sebuah user mulai dijalankan, akan terjadi sederetan kesalahan halaman. Sebanyak seratus kesalahan halaman pertama akan mendapatkan frame dari daftar frame


109

bebas. Saat frame bebas sudah habis, sebuah algoritma pergantian halaman akan digunakan untuk memilih salah satu dari seratus halaman di memori yang diganti dengan yang ke seratus satu, dan seterusnya. Ketika proses selesai atau diterminasi, seratus frame tersebut akan disimpan lagi pada daftar frame bebas. Ada beberapa variasi untuk strategi sederhana ini antara lain kita bisa meminta sistem operasi untuk mengalokasikan seluruh buffer dan ruang tabelnya dari daftar frame bebas. Saat ruang ini tidak digunakan oleh sistem operasi, ruang ini bisa digunakan untuk mendukung permintaan halaman dari user. Kita juga dapat menyimpan tiga frame bebas dari daftar frame bebas, sehingga ketika terjadi kesalahan halaman, ada frame bebas yang dapat digunakan untuk permintaan halaman. Saat penggantian halaman terjadi, penggantinya dapat dipilih, kemudian ditulis ke disk, sementara proses user tetap berjalan. Pada dasarnya yaitu proses pengguna diberikan frame bebas yang mana saja. Masalah yang muncul ketika penggantian halaman dikombinasikan dengan multiprogramming. Hal ini terjadi karena multiprogramming menaruh dua (atau lebih) proses di memori pada waktu yang bersamaan. Jumlah Frame Minimum Ada suatu batasan dalam mengalokasikan frame, kita tidak dapat mengalokasikan frame lebih dari jumlah frame yang ada. Hal yang utama adalah berapa minimum frame yang harus dialokasikan agar jika sebuah instruksi dijalankan, semua informasinya ada dalam memori. Jika terjadi kesalahan halaman sebelum eksekusi selesai, instruksi tersebut harus diulang. Sehingga kita harus mempunyai jumlah frame yang cukup untuk menampung semua halaman yang dibutuhkan oleh sebuah instruksi. Jumlah frame mimimum yang bisa dialokasikan ditentukan oleh arsitektur komputer. Sebagai contoh, instruksi move pada PDP-11 adalah lebih dari satu kata untuk beberapa modus pengalamatan, sehingga instruksi tersebut bisa membutuhkan dua halaman. Sebagai tambahan, tiap operannya mungkin merujuk tidak langsung, sehingga total ada enam frame. Kasus terburuk untuk IBM 370 adalah instruksi MVC. Karena instruksi tersebut adalah instruksi perpindahan dari penyimpanan ke penyimpanan, instruksi ini butuh 6 bit dan dapat memakai dua halaman. Satu blok karakter yang akan dipindahkan dan daerah tujuan perpindahan juga dapat memakai dua halaman, sehingga situasi ini membutuhkan enam frame. Algoritma Alokasi Jumlah minimum dari frame untuk setiap proses di definisikan oleh arsitektur komputer, sedangkan maksimum frame didefinisikan oleh banyaknya memori fisik yang terdapat di komputer. Sedangkan sistem operasi diberikan kebebasan untuk mengatur pengalokasikan frame untuk suatu proses. Algoritma pertama yaitu equal allocation. Algoritma ini memberikan bagian yang sama, sebanyak m/n frame untuk tiap proses. Sebagai contoh ada 100 frame tersisa dan lima proses, maka tiap proses akan mendapatkan 20 frame. Jika ada sebuah proses sebesar 10K. Sebuah proses basis data 127K dan hanya kedua proses ini yang berjalan pada sistem, maka ketika ada 62 frame bebas, tidak masuk akal jika kita memberikan masing-masing proses 31 frame. Frame tersisa, sebanyak tiga buah dapat digunakan sebagai frame bebas cadangan dan ternyata proses pertama cukup hanya mengunakan 10 frame dan 21 tidak dipergunakan dan terbuang percuma. Algoritma kedua yaitu proportional allocation sebuah alternatif yaitu mengunakan alokasi memori yang tersedia kepada setiap proses dengan melihat pada besarnya ukuran proses. Ukuran memori virtual untuk proses pi = si, dan S = si jumlah proses. Lalu jumlah total dari frame yang tersedia adalah m, kita mengalokasikan proses ai ke proses pi, dimana ai mendekati: si S m ai

= = = =

ukuran besarnya proses pi jumlah total dari si jumlah frame alokasi frame pi= si/S x m

misal: m s1 s2 a1 a2

= = = = =

64 10 127 10/137 x 64 127/137 x 64

= 5 frame = 59 frame


110

Dalam kedua strategi ini, tentu saja, alokasi untuk setiap proses bisa bervariasi berdasarkan multiprogramming level-nya. Jika multiprogramming level-nya meningkat, setiap proses akan kehilangan beberapa frame guna menyediakan memori yang dibutuhkan untuk proses yang baru. Di sisi lain, jika multiprogramming level-nya menurun, frame yang sudah dialokasikan pada bagian proses sekarang bisa disebar ke proses-proses yang masih tersisa. Mengingat hal itu, dengan equal allocation atau pun proportional allocation, proses yang berprioritas tinggi diperlakukan sama dengan proses yang berprioritas rendah. Berdasarkan definisi tersebut, bagaimana pun juga, kita ingin memberi memori yang lebih pada proses yang berprioritas tinggi untuk mempercepat eksekusi-nya. Satu pendekatan adalah menggunakan skema proportional allocation dimana perbandingan framenya tidak tergantung pada ukuran relatif dari proses, melainkan lebih pada prioritas proses, atau tergantung kombinasi dari ukuran dan prioritas. Algoritma ini dinamakan alokasi prioritas. Alokasi Global dan Lokal Hal penting lainnya dalam pengalokasian frame adalah pergantian halaman. Proses-proses bersaing mendapatkan frame, maka dari itu kita dapat mengklasifikasikan algoritma penggantian halaman kedalam dua kategori; Penggantian Global dan Penggantian Lokal. Pergantian global memperbolehkan sebuah proses mencari frame pengganti dari semua frame-frame yang ada, walaupun frame tersebut sedang dialokasikan untuk proses yang lain. Hal ini memang efisien. Tetapi ada kemungkinan proses lain tidak mendapatkan frame karena framenya terambil oleh proses lain. Penggantian lokal memberi aturan bahwa setiap proses hanya boleh memilih frame pengganti dari frame-frame yang memang dialokasikan untuk proses itu sendiri. Sebagai contoh, misalkan ada sebuah skema alokasi yang memperbolehkan proses berprioritas tinggi untuk mencari frame pengganti dari proses yang berprioritas rendah. Proses berprioritas tinggi ini dapat mancari frame pengganti dari frame-frame yang telah dialokasikan untuknya atau dari frameframe yang dialokasikan untuk proses berprioritas lebih rendah. Penggantian lokal memberi aturan bahwa setiap proses hanya boleh memilih frame pengganti dari frame-frame yang memang dialokasikan untuk proses itu sendiri. Misalkan ada sebuah skema alokasi yang memperbolehkan proses berprioritas tinggi untuk mencari frame pengganti dari proses yang berprioritas rendah. Proses berprioritas tinggi ini dapat mancari frame pengganti dari frame- frame yang telah dialokasikan atau frame-frame yang dialokasikan untuk proses berprioritas lebih rendah. Dalam penggantian lokal, jumlah frame yang teralokasi tidak berubah. Dengan Penggantian Global ada kemungkinan sebuah proses hanya menyeleksi frame-frame yang teralokasi pada proses lain, sehingga meningkatkan jumlah frame yang teralokasi pada proses itu sendiri (asumsi bahwa proses lain tidak memilih frame proses tersebut untuk penggantian). Masalah pada algoritma Penggantian Global adalah bahwa sebuah proses tidak bisa mengontrol kasalahan halaman-nya sendiri. Halaman-halaman dalam memori untuk sebuah proses tergantung tidak hanya pada prilaku penghalamanan dari proses tersebut, tetapi juga pada prilaku penghalamanan dari proses lain. Karena itu, proses yang sama dapat tampil berbeda (memerlukan 0,5 detik untuk satu eksekusi dan 10,3 detik untuk eksekusi berikutnya). Dalam Penggantian Lokal, halaman-halaman dalam memori untuk sebuah proses hanya dipengaruhi prilaku penghalamanan proses itu sendiri. Penggantian Lokal dapat menyembunyikan sebuah proses dengan membuatnya tidak tersedia bagi proses lain, menggunakan halaman yang lebih sedikit pada memori. Jadi, secara umum Penggantian Global menghasilkan sistem throughput yang lebih bagus, oleh sebab itu metoda ini yang paling sering digunakan. Thrashing Thrashing adalah keadaan dimana terdapat aktifitas yang tinggi dari penghalamanan. Aktifitas penghalamanan yang tinggi ini maksudnya adalah pada saat sistem sibuk melakukan swap-in dan swap-out dikarenakan banyak kasalahan halaman yang terjadi. Suatu proses dapat mengurangi jumlah frame yang digunakan dengan alokasi yang minimum. Tetapi jika sebuah proses tidak memiliki frame yang cukup, tetap ada halaman dalam jumlah besar yang memiliki kondisi aktif digunakan. Maka hal ini mengakibatkan kasalahan halaman. Untuk seterusnya sistem harus mengganti beberapa halaman menjadi halaman yang akan dibutuhkan. Karena semua halamannya aktif digunakan, maka


111

halaman yang diganti adalah halaman yang dalam waktu dekat berkemungkinan akan digunakan kembali. Hal ini mengakibatkan kesalahan halaman yang terus-menerus. Penyebab Thrashing Utilitas dari CPU selalu diharapkan tinggi hingga mendekati 100%. Jika proses yang dikerjakan CPU hanya sedikit, maka kita tidak bisa menjaga agar CPU sibuk. Utilitas dari CPU bisa ditingkatkan dengan meningkatkan jumlah proses. Jika Utilitas CPU rendah, maka sistem akan menambah derajat dari multiprogramming yang berarti menambah jumlah proses yang sedang berjalan. Pada titik tertentu, menambah jumlah proses justru akan menyebabkan utilitas CPU turun drastis dikarenakan proses-proses yang baru tidak mempunya memori yang cukup untuk berjalan secara efisien. Pada titik ini terjadi aktifitas penghalamanan yang tinggi yang akan menyebabkan thrashing. Ketika sistem mendeteksi bahwa utilitas CPU menurun dengan bertambahnya proses, maka sistem meningkatkan lagi derajat dari multiprogramming. Proses-proses yang baru berusaha merebut frameframe yang telah dialokasikan untuk proses yang sedang berjalan. Hal ini mengakibatkan kesalahan halaman meningkat tajam. Utilitas CPU akan menurun dengan sangat drastis diakibatkan oleh sistem yang terus menerus menambah derajat multiprogramming. Pada gambar di bawah ini tergambar grafik dimana utilitas dari CPU akan terus meningkat seiiring dengan meningkatnya derajat dari multiprogramming hingga sampai pada suatu titik saat utilitas CPU menurun drastis. Pada titik ini, untuk menghentikan thrashing, derajat dari multiprogramming harus diturunkan. 8.4.1. Membatasi Efek Thrashing Efek dari thrashing dapat dibatasi dengan algoritma pergantian lokal atau prioritas. Dengan pergantian lokal, jika satu proses mulai thrashing, proses tersebut dapat mengambil frame dari proses yang lain dan menyebabkan proses itu tidak langsung thrashing. Jika proses mulai thrashing, proses itu akan berada pada antrian untuk melakukan penghalamanan yang mana hal ini memakan banyak waktu. Rata-rata waktu layanan untuk kesalahan halaman akan bertambah seiring dengan makin panjangnya rata-rata antrian untuk melakukan penghalamanan. Maka, waktu akses efektif akan bertambah walaupun untuk suatu proses yang tidak thrashing. Salah satu cara untuk menghindari thrashing, kita harus menyediakan sebanyak mungkin frame sesuai dengan kebutuhan suatu proses. Cara untuk mengetahui berapa frame yang dibutuhkan salah satunya adalah dengan strategi Working Set. Selama satu proses di eksekusi, model lokalitas berpindah dari satu lokalitas satu ke lokalitas lainnnya. Lokalotas adalah kumpuulan halaman yang aktif digunakan bersama. Suatu program pada umumnya dibuat pada beberapa lokalitas sehingga ada kemungkinan terjadi overlap. Thrashing dapat muncul bila ukuran lokalitas lebih besar dari ukuran memori total. Model Working Set Strategi Working set dimulai dengan melihat berapa banyak frame yang sesungguhnya digunakan oleh suatu proses. Working set model mengatakan bahwa sistem hanya akan berjalan secara efisien jika masing-masing proses diberikan jumlah halaman frame yang cukup. Jika jumlah frame tidak cukup untuk menampung semua proses yang ada, maka akan lebih baik untuk menghentikan satu proses dan memberikan halamannya untuk proses yang lain. Working set model merupakan model lokalitas dari suatu eksekusi proses. Model ini menggunakan parameter ∆ (delta) untuk mendefinisikan working set window. Untuk menentukan halaman yang dituju, yang paling sering muncul. Kumpulan dari halaman dengan ∆ halaman yang dituju yang paling sering muncul disebut working set. Working set adalah pendekatan dari program lokalitas.Keakuratan working set tergantung pada pemilihan ∆ . 1. Jika ∆ terlalu kecil, tidak akan dapat mewakilkan keseluruhan dari lokalitas. 2. Jika ∆ terlalu besar, akan menyebabkan overlap beberapa lokalitas. 3. Jika ∆ tidak terbatas, working set adalah kumpulan page sepanjang eksekusi program. Jika kita menghitung ukuran dari Working Set, WWSi, untuk setiap proses pada sistem, kita hitung dengan D = WSSi, dimana D merupakan total demand untuk frame.


112

Jika total perminataan lebih dari total banyaknya frame yang tersedia (D > m), thrashing dapat terjadi karena beberapa proses akan tidak memiliki frame yang cukup. Jika hal tersebut terjadi, dilakukan satu pengeblokan dari proses-proses yang sedang berjalan. Strategi Working Set menangani multiprogramming setinggi mungkin.

thrashing

dengan

tetap

mempertahankan

derajat

dari

Contoh: ∆ = 1000 referensi, Penghitung interupsi setiap 5000 referensi. Ketika kita mendapat interupsi, kita menyalin dan menghapus nilai bit referensi dari setiap halaman. Jika kesalahan halaman muncul, kita dapat menentukan bit referensi sekarang dan 2 pada bit memori untuk memutuskan apakah halaman itu digunakan dengan 10000 ke 15000 referensi terakhir. Jika digunakan, paling sedikit satu dari bit-bit ini akan aktif. Jika tidak digunakan, bit ini akan menjadi tidak aktif. Halaman yang memiliki paling sedikit 1 bit aktif, akan berada di working-set. Hal ini tidaklah sepenuhnya akurat karena kita tidak dapat memberitahukan dimana pada interval 5000 tersebut, referensi muncul. Kita dapat mengurangi ketidakpastian dengan menambahkan sejarah bit kita dan frekuensi dari interupsi. Contoh: 20 bit dan interupsi setiap 1500 referensi. Frekuensi Kesalahan Halaman Working-set dapat berguna untuk prepaging, tetapi kurang dapat mengontrol thrashing. Strategi menggunakan frekuensi kesalahan halaman mengambil pendekatan yang lebih langsung.

Gambar 8.12 Frekuensi kesalahan halaman Thrashing memiliki kecepatan kasalahan halaman yang tinggi. Kita ingin mengontrolnya. Ketika terlalu tinggi, kita mengetahui bahwa proses membutuhkan frame lebih. Sama juga, jika terlalu rendah, maka proses mungkin memiliki terlalu banyak frame. Kita dapat menentukan batas atas dan bawah pada kecepatan kesalahan halaman seperti terlihat pada gambar berikut ini. Jika kecepatan kasalahan halaman yang sesungguhnya melampaui batas atas, kita mengalokasikan frame lain ke proses tersebut, sedangkan jika kecepatan kasalahan halaman di bawah batas bawah, kita pindahkan frame dari proses tersebut. Maka kita dapat secara langsung mengukur dan mengontrol kecepatan kasalahan halaman untuk mencegah thrashing. 8.4.2. Prepaging Pemilihan algoritma penggantian dan aturan alokasi adalah keputusan-keputusan utama yang kita buat untuk sistem pemberian halaman. Selain itu, masih banyak pertimbangan lain. Sebuah ciri dari sistem permintaan pemberian halaman murni adalah banyaknya kesalahan halaman yang terjadi saat proses dimulai. Situasi ini merupakan hasil dari percobaan untuk mendapatkan tempat pada awalnya. Situasi yang sama mungkin muncul di lain waktu. Misalnya saat proses swapped-out dimulai kembali, seluruh halaman ada di cakram dan setiap halaman harus dibawa ke dalam memori yang akan


113

mengakibatkan banyaknya kesalahan halaman. Prepaging mencoba untuk mencegah pemberian halaman awal tingkat tinggi ini. Strateginya adalah untuk membawa seluruh halaman yang akan dibutuhkan pada satu waktu ke memori. Sebagai contoh, pada sistem yang menggunakan model working set, untuk setiap proses terdapat daftar dari semua halaman yang ada pada working setnya. Jika kita harus menunda sebuah proses (karena menunggu I/O atau kekurangan frame bebas), daftar working set untuk proses tersebut disimpan. Saat proses itu akan dilanjutkan kembali (permintaan I/O telah terpenuhi atau frame bebas yang cukup), secara otomatis seluruh working set-nya akan dibawa ke dalam memori sebelum memulai kembali proses tersebut. Prepaging dapat berguna pada beberapa kasus. Yang harus dipertimbangkan adalah apakah biaya menggunakan prepaging lebih sedikit dari biaya menangani kesalahan halaman yang terjadi bila tidak memakai prepaging. Jika biaya prepaging lebih sedikit (karena hampir seluruh halaman yang di prepage digunakan) maka prepaging akan berguna. Sebaliknya, jika biaya prepaging lebih besar (karena hanya sedikit halaman dari yang di-prepage digunakan) maka prepaging akan merugikan.

8.4.3. Ukuran Halaman Para perancang sistem operasi untuk mesin yang sudah ada jarang memiliki pilihan terhadap ukuran halaman. Akan tetapi, saat merancang sebuah mesin baru, harus dipertimbangkan berapa ukuran halaman yang terbaik. Pada dasarnya tidak ada ukuran halaman yang paling baik, karena banyaknya faktor-faktor yang mempengaruhinya. Salah satu faktor adalah ukuran tabel halaman. Untuk sebuah memori virtual dengan ukuran 4 megabytes (2^22), akan ada 4.096 halaman berukuran 1.024 bytes, tapi hanya 512 halaman jika ukuran halaman 8.192 bytes. Setiap proses yang aktif harus memiliki salinan dari tabel halaman-nya, jadi lebih masuk akal jika dipilih ukuran halaman yang besar. Di sisi lain, pemanfaatan memori lebih baik dengan halaman yang lebih kecil. Jika sebuah proses dialokasikan di memori, mengambil semua halaman yang dibutuhkannya, mungkin proses tersebut tidak akan berakhir pada batas dari halaman terakhir. Jadi, ada bagian dari halaman terakhir yang tidak digunakan walaupun telah dialokasikan. Asumsikan rata-rata setengah dari halaman terakhir tidak digunakan, maka untuk halaman dengan ukuran 256 bytes hanya akan ada 128 bytes yang terbuang, bandingkan dengan halaman berukuran 8192 bytes, akan ada 4096 bytes yang terbuang. Untuk meminimalkan pemborosan ini, kita membutuhkan ukuran halaman yang kecil. Masalah lain adalah waktu yang dibutuhkan untuk membaca atau menulis halaman. Waktu I/O terdiri dari waktu pencarian, latency dan transfer. Waktu transfer sebanding dengan jumlah yang dipindahkan (yaitu, ukuran halaman). Sedangkan waktu pencarian dan latency biasanya jauh lebih besar dari waktu transfer. Untuk laju pemindahan 2 MB/s, hanya dihabiskan 0.25 millidetik untuk memindahkan 512 bytes. Waktu latency mungkin sekitar 8 millidetik dan waktu pencarian 20 millidetik. Total waktu I/O 28.25 milidetik. Waktu transfer sebenarnya tidak sampai 1%. Sebagai perbandingan, untuk mentransfer 1024 bytes, dengan ukuran halaman 1024 bytes akan dihabiskan waktu 28.5 milidetik (waktu transfer 0.5 milidetik). Namun dengan halaman berukuran 512 bytes akan terjadi 2 kali transfer 512 bytes dengan masing-masing transfer menghabiskan waktu 28.25 milidetik sehingga total waktu yang dibutuhkan 56.5 milidetik. Kesimpulannya, untuk meminimalisasi waktu I/O dibutuhkan ukuran halaman yang lebih besar. Masalah terakhir yang akan dibahas disini adalah mengenai kesalahan halaman. Misalkan ukuran halaman adalah 1 byte. Sebuah proses sebesar 100 KB, dimana hanya setengahnya yang menggunakan memori, akan menghasilkan kesalahan halaman sebanyak 51200. Sedangkan bila ukuran halaman sebesar 200 KB maka hanya akan terjadi 1 kali kesalahan halaman. Jadi untuk mengurangi jumlah kesalahan halaman dibutuhkan ukuran halaman yang besar. Masih ada faktor lain yang harus dipertimbangkan (misalnya hubungan antara ukuran halaman dengan ukuran sektor pada peranti pemberian halaman). Tidak ada jawaban yang pasti berapa ukuran halaman yang paling baik. Sebagai acuan, pada 1990, ukuran halaman yang paling banyak dipakai adalah 4096 bytes. Sedangkan sistem modern saat ini menggunakan ukuran halaman yang jauh lebih besar dari itu.


114

8.4.4. Jangkauan TLB Hit ratio dari TLB adalah persentasi alamat virtual yang diselesaikan dalam TLB daripada di tabel halaman. Hit ratio sendiri berhubungan dengan jumlah masukan dalam TLB dan cara untuk meningkatkan hit ratio adalah dengan menambah jumlah masukan dari TLB. Tetapi ini tidaklah murah karena memori yang dipakai untuk membuat TLB mahal dan haus akan tenaga. Ada suatu ukuran lain yang mirip dengan hit ratio yaitu jangkauan TLB. Jangkauan TLB adalah jumlah memori yang dapat diakses dari TLB, jumlah tersebut merupakan perkalian dari jumlah masukan dengan ukuran halaman. Idealnya, working set dari sebuah proses disimpan dalam TLB. Jika tidak, maka proses akan menghabiskan waktu yang cukup banyak mengatasi referensi memori di dalam tabel halaman daripada di TLB. Jika jumlah masukan dari TLB dilipatgandakan, maka jangkauan TLB juga akan bertambah menjadi dua kali lipat. Tetapi untuk beberapa aplikasi hal ini masih belum cukup untuk menyimpan working set. Cara lain untuk meningkatkan jangkauan TLB adalah dengan menambah ukuran halaman. Bila ukuran halaman dijadikan empat kali lipat dari ukuran awalnya (misalnya dari 32 KB menjadi 128 KB), maka jangkauan TLB juga akan menjadi empat kali lipatnya. Namun ini akan meningkatkan fragmentasi untuk aplikasi-aplikasi yang tidak membutuhkan ukuran halaman sebesar itu. Sebagai alternatif, OS dapat menyediakan ukuran halaman yang bervariasi. Sebagai contoh, UltraSparc II menyediakan halaman berukuran 8 KB, 64 KB, 512 KB, dan 4 MB. Sedangkan Solaris 2 hanya menggunakan halaman ukuran 8 KB dan 4 MB.

8.4.5. Tabel Halaman yang Dibalik Kegunaan dari tabel halaman yang dibalik adalah untuk mengurangi jumlah memori fisik yang dibutuhkan untuk melacak penerjemahan alamat virtual-ke-fisik. Metode penghematan ini dilakukan dengan membuat tabel yang memiliki hanya satu masukan tiap halaman memori fisik, terdaftar oleh pasangan (proses-id, nomor-halaman). Karena menyimpan informasi tentang halaman memori virtual yang mana yang disimpan di setiap frame fisik, tabel halaman yang dibalik mengurangi jumlah fisik memori yang dibutuhkan untuk menyimpan informasi ini. Bagaimana pun, tabel halaman yang dibalik tidak lagi mengandung informasi yang lengkap tentang ruang alamat logis dari sebuah proses, dan informasi itu dibutuhkan jika halaman yang direferensikan tidak sedang berada di memori. Demand paging membutuhkan informasi ini untuk memproses kesalahan halaman. Agar informasi ini tersedia, sebuah tabel halaman eksternal (satu tiap proses) harus tetap disimpan. Setiap tabel tampak seperti tabel halaman per proses tradisional, mengandung informasi dimana setiap halaman virtual berada. Tetapi, apakah tabel halaman eksternal menegasikan kegunaan tabel halaman yang dibalik? Karena tabel-tabel ini direferensikan hanya saat kesalahan halaman terjadi, mereka tidak perlu tersedia secara cepat. Namun, mereka dimasukkan atau dikeluarkan dari memori sesuai kebutuhan. Sayangnya, sekarang kesalahan halaman mungkin terjadi pada manager memori virtual, menyebabkan kesalahan halaman lain karena pada saat mem-page in tabel halaman eksternal, ia harus mencari halaman virtual pada backing store. Kasus spesial ini membutuhkan penanganan di kernel dan penundaan pada proses page-lookup.

8.4.6. Struktur Program Pemilihan struktur data dan struktur pemograman secara cermat dapat meningkatkan locality dan karenanya menurunkan tingkat kesalahan halaman dan jumlah halaman di working set. Sebuah stack memiliki locality yang baik, karena akses selalu dari atas. Sebuah hash table, di sisi lain, didesain untuk menyebar referensi-referensi, menghasilkan locality yang buruk. Tentunya, referensi akan locality hanyalah satu ukuran dari efisiensi penggunaan struktur data. Faktor-faktor lain yang berbobot berat termasuk kecepatan pencarian, jumlah total dari referensi dan jumlah total dari halaman yang disentuh. 8.4.7. Interlock I/O Saat demand paging digunakan, kita terkadang harus mengizinkan beberapa halaman untuk dikunci di memori. Salah satu situasi muncul saat I/O dilakukan ke atau dari memori pengguna (virtual). I/O sering diimplementasikan oleh prosesor I/O yang terpisah. Sebagai contoh, sebuah pengendali pita


115

magnetik pada umumnya diberikan jumlah bytes yang akan dipindahkan dan alamat memori untuk buffer. Saat pemindahan selesai, CPU diinterupsi. Harus diperhatikan agar urutan dari kejadian-kejadian berikut tidak muncul: Sebuah proses mengeluarkan permintaan I/O, dan diletakkan di antrian untuk I/O tersebut. Sementara itu, CPU diberikan ke proses- proses lain. Proses-proses ini menimbulkan kesalahan halaman, dan, menggunakan algoritma penggantian global, salah satu dari mereka menggantikan halaman yang mengandung memori buffer untuk proses yang menunggu tadi. Halaman-halaman untuk proses tersebut dikeluarkan. Kadang-kadang kemudian, saat permintaan I/O bergerak maju menuju ujung dari antrian peranti, I/O terjadi ke alamat yang telah ditetapkan. Bagaimana pun, frame ini sekarang sedang digunakan untuk halaman berbeda milik proses lain. Ada dua solusi untuk masalah ini. Salah satunya adalah jangan pernah menjalankan I/O kepada memori pengguna. Sedangkan solusi lainnya adalah dengan mengizinkan halaman untuk dikuncidalam memori.

8.4.8. Pemrosesan Waktu Nyata Diskusi-diskusi di bab ini telah dikonsentrasikan dalam menyediakan penggunaan yang terbaik secara menyeluruh dari sistem komputer dengan meningkatkan penggunaan memori. Dengan menggunakan memori untuk data yang aktif, dan memindahkan data yang tidak aktif ke cakram, kita meningkatkan throughput. Bagaimana pun, proses individual dapat menderita sebagai hasilnya, sebab mereka sekarang mendapatkan kesalahan halaman tambahan selama eksekusi. Pertimbangkan sebuah proses atau thread waktu-nyata. Proses tersebut berharap untuk memperoleh kendali CPU, dan untuk menjalankan penyelesaian dengan penundaan yang minimum. Memori virtual adalah kebalikan dari komputasi waktu nyata, sebab dapat menyebabkan penundaan jangka panjang yang tidak diharapkan pada eksekusi sebuah proses saat halaman dibawa ke memori. Untuk itulah, sistem-sistem waktu nyata hampir tidak memiliki memori virtual.

8.4.9. Keluarga Windows NT Pada bagian berikut akan dibahas bagaimana Windows XP dan Solaris 2 mengimplementasi memori virtual. Windows XP mengimplementasikan memori virtual dengan menggunakan permintaan halaman melalui clustering. Clustering menanganani kesalahan halaman dengan menambahkan tidak hanya halaman yang terkena kesalahan, tetapi juga halaman-halaman yang berada disekitarnya kedalam memori fisik. Saat proses pertama dibuat, diberikan working set minimum yaitu jumlah minimum halaman yang dijamin akan dimiliki oleh proses tersebut dalam memori. Jika memori yang cukup tersedia, proses dapat diberikan halaman sampai sebanyak working set maximum. Manager memori virtual akan menyimpan daftar dari frame yang bebas. Terdapat juga sebuah nilai batasan yang diasosiasikan dengan daftar ini untuk mengindikasikan apakah memori yang tersedia masih mencukupi. Jika proses tersebut sudah sampai pada working set maximum-nya dan terjadi kesalahan halaman, maka dia harus memilih frame pengganti dengan aturan penggantian lokal. Saat jumlah memori bebas jatuh di bawah nilai batasan, manager memori virtual menggunakan sebuah taktik yang dikenal sebagai automatic working set trimming untuk mengembalikan nilai tersebut di atas nilai batas. Cara ini berguna untuk mengevaluasi jumlah halaman yang dialokasikan kepada proses. Jika proses telah mendapat alokasi halaman lebih besar daripada working set minimum-nya, manager memori virtual akan mengurangi jumlah halamannya sampai working-set minimum. Jika memori bebas sudah tersedia, proses yang bekerja pada working set minimum akan mendapatkan halaman tambahan.

8.4.10. Solaris 2 Dalam sistem operasi Solaris 2, jika sebuah proses menyebabkan terjadi kesalahan halaman, kernel akan memberikan halaman kepada proses tersebut dari daftar halaman bebas yang disimpan. Akibat dari hal ini adalah, kernel harus menyimpan sejumlah memori bebas. Terhadap daftar ini ada dua parameter yg disimpan yaitu minfree dan lotsfree, yaitu batasan minimum dan maksimum dari memori bebas yang tersedia.


116

Empat kali dalam tiap detiknya, kernel memeriksa jumlah memori yang bebas. Jika jumlah tersebut jatuh di bawah minfree, maka sebuah proses pageout akan dilakukan, dengan pekerjaan sebagai berikut. Pertama clock akan memeriksa semua halaman dalam memori dan mengeset bit referensi menjadi 0. Saat berikutnya, clock kedua akan memeriksa bit referensi halaman dalam memori, dan mengembalikan bit yang masih di set ke 0 ke daftar memori bebas. Hal ini dilakukan sampai jumlah memori bebas melampaui parameter lotsfree. Lebih lanjut, proses ini dinamis, dapat mengatur kecepatan jika memori terlalu sedikit. Jika proses ini tidak bisa membebaskan memori , maka kernel memulai pergantian proses untuk membebaskan halaman yang dialokasikan ke proses-proses tersebut.

8.5.

Manajemen Memori Linux

Linux menggunakan variasi dari algoritma clock. Thread dari kernel linux (kswapd) akan dijalankan secara periodik (atau dipanggil ketika penggunaan memori sudah berlebihan). Jika jumlah halaman yang bebas lebih sedikit dari batas atas halaman bebas, maka thread tersebut akan berusaha untuk membebaskan tiga halaman. Jika lebih sedikit dari batas bawah halaman bebas, thread tersebut akan berusaha untuk membebaskan enam halaman dan tidur untuk beberapa saat sebelum berjalan lagi. Saat dia berjalan, akan memeriksa mem_map, daftar dari semua halaman yang terdapat di memori. Setiap halaman mempunyai byte umur yang diinisialisasikan ke tiga. Setiap kali halaman ini diakses, maka umur ini akan ditambahkan (hingga maksimum 20), setiap kali kswapd memeriksa halaman ini, maka umur akan dikurangi. Jika umur dari sebuah halaman sudah mencapai 0 maka dia bisa ditukar. Ketika kswapd berusaha membebaskan halaman, dia pertama akan membebaskan halaman dari cache, jika gagal dia akan mengurangi cache sistem berkas, dan jika semua cara sudah gagal, maka dia akan menghentikan sebuah proses. Alokasi memori pada linux menggunakan dua buah alokasi yang utama, yaitu algoritma buddy dan slab. Untuk algoritma buddy, setiap rutin pelaksanaan alokasi ini dipanggil, dia memeriksa blok memori berikutnya, jika ditemukan dia dialokasikan, jika tidak maka daftar tingkat berikutnya akan diperiksa. Jika ada blok bebas, maka akan dibagi jadi dua, yang satu dialokasikan dan yang lain dipindahkan ke daftar yang di bawahnya.

8.5.1. Manajemen Memori Fisik Bagian ini menjelaskan bagaimana linux menangani memori dalam sistem. Memori manajemen merupakan salah satu bagian terpenting dalam sistem operasi. Karena adanya keterbatasan memori, diperlukan suatu strategi dalam menangani masalah ini. Jalan keluarnya adalah dengan menggunakan memori virtual. Dengan memori virtual, memori tampak lebih besar daripada ukuran yang sebenarnya. Manajemen memori pada Linux mengandung dua komponen utama yaitu: 1. Berkaitan dengan pembebasan dan pengalokasian halaman/blok pada main memori. 2. Berkaitan dengan penanganan memori virtual.

Gambar 8.13 Pembagian zona memori pada Intel x86 Linux memisahkan memori fisik ke dalam tiga zona berbeda, dimana tiap zona mengindentifikasikan region-region yang berbeda pada memori fisik. Ketiga zona tersebut adalah: 1. Zona DMA (Direct Memory Access). Tempat penanganan kegiatan yang berhubungan dengan transfer data antara CPU dengan I/O, dalam hal ini DMA akan menggantikan peran CPU sehingga CPU dapat mengerjakan instruksi lainnya. 2. Zona NORMAL. Tempat di memori fisik dimana penanganan permintaan-permintaan yang berhubungan dengan pemanggilan routine untuk alokasi halaman/blok dalam menjalankan proses.


117

3. Zona HIGHMEM. Tempat yang merujuk kepada memori fisik yang tidak dipetakan ke dalam ruang alamat kernel. Contoh pada arsitektur Intel 32-bit, yang berarti menyediakan maksimal 2 pangkat 32 atau 4GB ruang alamat memori fisik. Alokasi zona DMAnya mencapai 16MB, alokasi zona NORMAL antara 16-896MB, dan zona HIGHMEM antara 896-4096MB.

Gambar 8.14 Contoh skema alokasi memori dengan algoritma Buddy Memori manager di Linux berusaha untuk mengefisienkan ruang alamat pada memori fisik, agar memungkinkan lebih banyak proses yang dapat bekerja di memori dibandingkan dengan yang sudah ditentukan oleh kernel. Oleh karena itu, digunakanlah dua macam tekhnik alokasi, yaitu alokasi halaman yang ditangani oleh halaman allocator dan alokasi slab yang ditangani oleh slab allocator. Alokasi halaman menggunakan algoritma buddy yang bekerja sebagai berikut: Pada saat kegiatan alokasi data di memori, maka region di memori (yang disediakan oleh kernel kepada suatu proses) akan di-split (dibagi) menjadi dua region yang berukuran sama besar. Kejadian ini akan terus berlanjut hingga didapat region (blok) yang sesuai dengan ukuran data yang diperlukan oleh proses tersebut. Dalam hal ini halaman allocator akan memanggil sistem call kmalloc() yang kemudian akan memerintahkan kernel untuk melakukan kegiatan pembagian region tersebut. Alokasi slab bertujuan untuk mengalokasikan struktur data (object) kernel yang dibutuhkan di memori fisik untuk menjalankan proses tertentu. Alokasi slab menggunakan algoritma slab. Slab dibentuk dari halaman-halaman memori fisik yang berdekatan serta digunakan terutama untuk kegiatan pengalokasian memori fisik. Sebuah cache (yang terdapat pada disk) terdiri dari satu atau lebih slab, dan diisi oleh beberapa obyek. Obyek merupakan bentuk instansiasi dari struktur data kernel yang direpresentasikan oleh cache yang bersangkutan. Misalkan suatu cache merepresentasikan tempat penyimpanan semaphore, maka obyek yang terdapat di dalamnya merupakan obyek-obyek semaphore yang disediakan oleh kernel. Ketika sebuah cache dibentuk, maka semua obyek (di dalam cache tersebut) berstatus free, dan ketika terjadi sebuah permintaan (dari suatu proses), maka obyek-obyek yang dibutuhkan untuk memenuhi permintaan tersebut akan diset berstatus used. Kemudian obyek-obyek yang berstatus used tersebut (yang telah dikelompokkan ke dalam slab-slab) akan dipetakan dari cache ke dalam memori fisik. Di Linux, sebuah slab dapat berstatus: a. Full, dimana semua obyek di dalam slab tersebut adalah used. b. Empty, dimana semua obyek di dalam slab tersebut adalah free. c. Partial, dimana ada obyek yang used dan ada pula yang free. Keuntungan algoritma slab: a. Tidak terdapatnya fragmentasi pada memori fisik, karena ukuran obyek-obyek tersebut telah ditetapkan sesuai dengan yang dibutuhkan proses dalam membantu melakukan kerjanya di memori fisik.


118

b. Request-permintaan oleh memori cepat terpenuhi (dengan mendayagunakan kerja dari cache yang dibentuk pada disk).

Gambar 8.15 Contoh skema alokasi slab di GNU/Linux Sistem memori virtual berkaitan erat dengan sistem halaman cache, karena pembacaan halaman data dari memori ke dalam halaman cache (yang dilakukan oleh kernel) membutuhkan proses pemetaan halaman ke dalam halaman cache yang dikerjakan oleh sistem memori virtual. Keuntungan sistem memori virtual pada Linux: Ruang alamat yang besar, bahkan lebih besar daripada memori fisik. a. Pembagian memori fisik yang adil, karena adanya manajemen memori. b. Proteksi, manajemen memori memungkinkan setiap proses terlindungi dari proses-proses lainnya di memori. Sehingga jika terjadi crash yang dialami oleh suatu proses, maka proses-proses lainnya tidak terpengaruh. c. Penggunaan memori virtual bersama. Contohnya konsep shared library. 8.5.2. Memori Virtual Kernel menyediakan suatu ruang alamat virtual untuk tiap proses yang bersifat konstan dan architecture-dependant. Entri-entri dalam tabel halaman yang dipetakan ke dalam ruang alamat ini berstatus protected, dalam arti tidak kelihatan dan tidak dapat dimodifikasi ketika sistem berjalan dalam mode pengguna. Area dalam memori virtual kernel dibagi dua, yaitu: 1. Area statis (static area). Mengandung referensi tabel halaman untuk setiap halaman fisik di memori yang tersedia. Sehingga ketika menjalankan kode kernel, translasi dari alamat fisik ke alamat virtualnya menjadi lebih mudah dan sederhana. 2. Area sisa (remainder of reserved section). Area ini kebanyakan tidak terpakai, namun kernel dapat memodifikasi area ini untuk dipakai ditujukan ke area lain di memori. Pada saat kita menginstall OS linux misalkan distro Mandarake, maka kita akan diminta untuk menentukan suatu partisi khusus yang berperan sebagai memori virtual, yakni yang disebut: swap. Sebagaimana kita ketahui bahwa memori virtual merupakan jembatan penghubung antara Disk dengan Memori fisik. Di Linux, halaman- halaman yang dibutuhkan supaya suatu proses dapat berjalan, pada awalnya tidak akan langsung dialokasikan ke memori fisik, tetapi dialokasikan ke memori virtual (swap) terlebih dahulu. Sistem memori virtual linux berperan dalam mengatur beberapa hal: a. Mengatur ruang alamat supaya dapat dilihat oleh tiap proses. b. Membentuk halaman-halaman(halamans) yang dibutuhkan. c. Mengatur alokasi halaman-halaman tersebut dari disk ke memori fisik atau sebaliknya, yang biasa disebut swapping. Secara mendasar, sistem memori virtual linux mengenal dan mengatur dua ruang alamat proses, yakni sebagai kumpulan halaman (halamans) dan sebagai kumpulan region. Region bisa diartikan sebagai blok-blok atau bagian-bagian atau ruang-ruang dalam memori virtual dengan ukuran yang


119

bervariasi, sedangkan halaman(halaman), ukurannya sama. Sistem memori virtual linux juga mengatur dua view berkenaan dengan ruang alamat: a. Logical View. Mendeskripsikan instruksi-instruksi yang diterima oleh sistem memori virtual berkenaan dengan susunan ruang alamat. b. Physical View. Berupa entri-entri tabel halaman (halaman tables), dimana entri- entrinya akan menentukan apakah halaman ybs. berada di memori fisik(sedang dipakai untuk proses) atau masih berada di disk (belum dipakai).

Gambar 8.16 Pemetaan memori vritual ke memori fisik Region Memori Virtual Sehubungan dengan region memori virtual, maka memori virtual dalam Linux memiliki karakteristik: 1. Backing Store untuk region. Di dalam region terdapat halaman-halaman(halamans). Backing store mendeskripsikan berasal dari mana halaman-halaman ini. Kebanyakan region dalam memori virtual berasal dari suatu berkas (dari disk) atau kosong(nothing). region dengan backing store yang kosong biasa disebut "demand zero memory", yang merupakan tipe paling sederhana dari memori virtual. 2. Reaksi region dalam melakukan write. Pemetaan dari suatu region ke dalam ruang alamat proses dapat bersifat private ataupun shared. Jika ada proses yang akan me-write region yang bersifat private, maka akan dilakukan mekanisme Copy-On-Write (menulis salinannya). Lifetime dari Ruang Alamat Virtual Kernel berperan penting dalam manejemen memori virtual, dimana kernel akan membentuk ruang alamat yang baru di memori virtual dalam dua kondisi: 1. Proses menjalankan suatu program dengan sistem call exec() Ketika sistem call exec() dipanggil oleh proses untuk menjalankan suatu program, maka proses akan diberikan ruang alamat virtual yang masih kosong. Kemudian routine-routine akan berkerja me-load program dan mengisi ruang alamat ini. 2. Pembentukan proses baru dengan sistem call fork() Intinya menyalin secara keseluruhan ruang alamat virtual dari proses yang ada. Langkah-langkahnya adalah sebagai berikut: • kernel menyalin deskriptor vm_area_struct dari proses induk, • kernel membentuk tabel halaman untuk proses anak, • kernel menyalin isi tabel halaman proses induk ke proses anak, • setelah fork(), maka induk dan anak akan berbagi halaman fisik yang sama. Disamping itu, ada kasus khusus yang harus diperhatikan, yaitu ketika proses penyalinan dilakukan terhadap region di memori virtual yang bersifat private, dimana region tersebut dipakai lebih dari satu proses -selain proses induk dan anak yang memang berbagi halaman yang sama- dan ada proses yang hendak me-write region tersebut. Jika ini terjadi maka akan dilakukan mekanisme Copy-OnWrite, yang berarti mengubah dan memakai salinannya. 8.5.3. Demand Paging Cara untuk menghemat memori fisik adalah dengan hanya meload page virtual yang sedang digunakan oleh program yang sedang dieksekusi. Tehnik dimana hanya meload page virtual ke memori hanya ketika program dijalankan disebut demand paging.


120

Ketika proses mencoba mengakses alamat virtual yang tidak ada di dalam memori, CPU tidak dapat menemukan anggota tabel page. Contohnya, dalam gambar, tidak ada anggota tabel page untuk proses x untuk virtual PFN dua dan jika proses x ingin membaca alamat dari virtual PFN 2, CPU tidak dapat menterjemahkan alamat ke alamat fisik. Saat ini CPU bergantung pada sistem operasi untuk menangani masalah ini. CPU menginformasikan kepada sistem operasi bahwa page fault telah terjadi, dan sistem operasi membuat proses menunggu selama sistem operasi menagani masalah ini. CPU harus membawa page yang benar ke memori dari image di disk. Akses disk membutuhkan waktu yang sangat lama dan proses harus menunggu sampai page selesai diambil. Jika ada proses lain yang dapat dijalankan, maka sistem operai akan memilihnya untuk kemudian dijalankan. Page yang diambil kemudian dituliskan di dalam page fisik yang masih kosong dan anggota dari virtual PFN ditambahkan dalam tabel page proses. Proses kemudian dimulai lagi pada tempat dimana page fault terjadi. Saat ini terjadi pengaksesan memori virtual, CPU membuat penerjemahan dan kemudian proses dijalankan kembali. Demand paging terjadi saat sistem sedang sibuk atau saat image pertama kali diload ke memori. Mekanisme ini berarti sebuah proses dapat mengeksekusi image dimana hanya sebagian dari image tersebut terdapat dalam memori fisik. 8.5.4. Swaping Linux menggunakan tehnik page aging agar adil dalam memilih page yang akan dihapus dari sistem. Ini berarti setiap page memiliki usia sesuai dengan berapa sering page itu diakses. Semakin sering sebuah page diakses, semakin muda page tersebut. Page yang tua adalah kandidat untuk diswap. Dua mekanisme terpenting dalam sistem memori virtual adalah swapping dan paging, yakni mekanisme dalam mengalokasikan halaman-halaman (halamans) dari memori virtual ke memori fisik (swap-in) maupun sebaliknya (swap-out). Mekanisme ini cukup penting mengingat kemungkinan adanya halaman-halaman yang sudah tidak dibutuhkan lagi, tapi masih 'nongkrong' di memori fisik, padahal ada proses yang memiliki prioritas tinggi membutuhkan halaman di memori fisik namun masih berada di memori virtual. Mekanisme swap-in mengatur pengeluaran (relokasi) halaman yang sudah tidak dibutuhkan lagi dari memori fisik ke memori virtual, sementara mekanisme swap-out mengatur pemasukan(alokasi) halaman yang dibutuhkan dari memori virtual ke memori fisik.

Gambar 8.17 Skema algoritma clock Sistem paging di linux dibagi dua, antara lain: 1. Halaman-out Policy. Lebih fokus pada metoda swap-out, yakni menentukan halaman-halaman mana yang akan dikeluarkan dari memori fisik dan kapan. Contoh: algoritma pergantian halaman (halaman replacement),yakni algoritma clock yang mengacu pada Least Frequently Used (LFU) policy. 2. Paging Mechanism. Lebih fokus pada metoda swap-in, namun lebih menitikberatkan pada halaman-halaman yang akan dibutuhkan kembali ke memori fisik, dalam artian halaman-halaman tersebut sebelumnya pernah digunakan dan berada di memori fisik.


121

8.5.5. Pengaksesan Memori Virtual Bersama Memori virtual mempermudah proses untuk berbagi memori saat semua akses ke memori menggunakan tabel page. Proses yang akan berbagi memori virtual yang sama, page fisik yang sama direference oleh banyak proses. Tabel page untuk setiap proses mengandung anggota page table yang mempunyai PFN fisik yang sama. 8.5.6. Efisiensi Desainer dari CPU dan sistem operasi berusaha meningkatkan kinerja dari sistem. Disamping membuat prosesor, memori semakin cepat, jalan terbaik adalah manggunakan cache. Berikut ini adalah beberapa cache dalam manajemen memori di linux: • Page Cache. Digunakan untuk meningkatkan akses ke image dan data dalam disk. Saat dibaca dari disk, page dicache di page cache. Jika page ini tidak dibutuhkan lagi pada suatu saat, tetapi dibutuhkan lagi pada saat yang lain, page ini dapat segera diambil dari page cache. • Buffer Cache. Page mungkin mengandung buffer data yang sedang digunakan oleh kernel, device driver dan lain-lain. Buffer cache tampak seperti daftar buffer. Contohnya, device driver membutuhkan buffer 256 bytes, adalah lebih cepat untuk mengambil buffer dari buffer cache daripada mengalokasikan page fisik lalu kemudian memecahnya menjadi 256 bytes buffer-buffer. • Swap Cache. Hanya page yang telah ditulis ditempatkan dalam swap file. Selama page ini tidak mengalami perubahan setelah ditulis ke dalam swap file, maka saat berikutnya page di swap out tidak perlu menuliskan kembali jika page telah ada di swap file. Di sistem yang sering mengalami swap, ini dapat menghemat akses disk yang tidak perlu. Salah satu implementasi yang umum dari hardware cache adalah di CPU, cache dari anggota tabel page. Dalam hal ini, CPU tidak secara langsung membaca tabel page, tetap mencache terjemahan page yang dibutuhkan.

8.5.7. Load dan Eksekusi Program Eksekusi dari Kernel Linux dilakukan oleh panggilan terhadap sistem call exec(). System call exec() memerintahkan kernel untuk menjalankan program baru di dalam proses yang sedang berlangsung (current process), dengan cara meng-overwrite current execution dengan initial context dari program baru yang akan dijalankan. Untuk meng-overwrite dan mengeksekusi, akan dilakukan dua kegiatan, yakni: a. Memeriksa apakah proses baru yang dipanggil memiliki izin untuk melakukan overwrite terhadap berkas yang sedang dieksekusi. b. Kernel memanggil loader routine untuk memulai menjalankan program. Loader tidak perlu untuk me-load isi dari berkas program ke memori fisik, tetapi paling tidak mengatur pemetaan program ke memori virtual. Linux menggunakan tabel loader untuk loading program baru. Dengan menggunakan tabel tersebut, Linux memberikan setiap fungsi kesempatan untuk me-load program ketika sistem call exec() dipanggil. Linux menggunakan tabel loader, karena format standar berkas binary Linux telah berubah antara kernel Linux 1.0 dan 1.2. Format Linux versi 1.0 menggunakan format a.out, sementara Linux baru (sejak 1.2) menggunakan format ELF. Format ELF memiliki fleksibilitas dan ekstensibilitas dibanding dengan a.out, karena dapat menambahkan sections baru ke binary ELF (contoh, menambahkan informasi debugging) tanpa menyebabkan loader routine menjadi bingung. Saat ini Linux mendukung pemakaian baik format binary ELF dan a.out di single running sistem, karena menggunakan registrasi dari multiple loader routine. Dua subbab (Pemetaan Program ke Memori dan Static and Dynamic Linking) selanjutnya yang dibahas adalah format binary ELF. Pemetaan Program ke Memori Di Linux, binary loader tidak perlu me-load berkas biner ke memori fisik, melainkan dengan cara memetakan halaman dari binary file ke region dari memori virtual. Sehingga hanya ketika program mengakses halaman tertentu akan menyebabkan halaman fault yang mengakibatkan halaman yang dibutuhkan diload ke memori fisik.


122

Gambar 8.18 Struktur format ELF

8.5.8. Static dan Dynamic Linking Ketika program diload dan sudah mulai dieksekusi, semua berkas biner yang dibutuhkan telah diload ke ruang alamat virtual. Meskipun demikian, sebagian besar program juga butuh menjalankan fungsi yang terdapat di sistem librari seperti algoritma sorting, fungsi-fungsi aritmatika, dan lain-lain. Untuk itulah fungsi librari perlu untuk diload juga. Untuk mendapatkan fungsi-fungsi yang terdapat di sistem librari, ada dua cara, yaitu: a. Static Linking. Fungsi librari yang dibutuhkan diload langsung ke berkas biner yang dapat dijalankan (executable) program. Kerugian static linking adalah setiap program yang dibuat harus meng-copy fungsi-fungsi dari sistem librari, sehingga tidak efisien dalam penggunaan memori fisik dan pemakaian ruang disk. b. Dynamic Linking. Dynamic linking menggunakan single loading, sehingga lebih efisien dalam penggunaan memori fisik dan pemakaian ruang disk. Link librari dapat menentukan fungsi-fungsi yang dibutuhkan program dengan cara membaca informasi yang terkandung di dalam section dari ELF.

Referensi: [Silberschantz2005] Abraham Silberschantz, Peter Baer Galvin & Greg Gagne. 2005. Operating System Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Son [MDGR2006] Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR). 2006. Pengantar Sistem Operasi Komputer Plus Illustrasi Kernel Linux. http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/. Diakses 31 Agustus 2007

BERLANJUT…

Ringkasan & Terjemahan

Recommend Documents